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Memory Management

内存管理要解决什么

  • 抽象：给进程一个“看起来连续、很大、独占”的地址空间（虚拟内存）。
  • 隔离与保护：进程互不干扰（权限位、用户态/内核态、地址空间隔离）。
  • 效率：利用局部性，减少慢速存储访问（缓存、页缓存、TLB）。
  • 共享：共享库、共享内存、文件映射、COW。

虚拟地址

进程看到和使用的地址。它属于每个进程私有的虚拟地址空间。

物理地址

物理地址（Physical Address）：真实的硬件内存地址，指向 DRAM 里的某个单元，是全局唯一的。

Page

页（Page）：虚拟内存空间（进程看到的地址空间）被等长切成的块，比如 4 KB。

Frame

物理内存（DRAM）被等长切成的块，大小与“页”相同。

核心思想：把“虚拟页”按需映射到“物理页框”，由操作系统维护“页表”告诉硬件该怎么翻译。

分段Segmentation

按逻辑单元/可变大小划分地址空间（如代码段、数据段、栈段）；

为什么要使用Page

  • 解决外碎片：等长分配，避免分段式那种“洞洞相连”的外碎片。

  • 分页=等长小块：虚拟内存按固定大小（如 4KB）切成页，物理内存按同样大小切成页框。映射时不要求连续，随便哪块空闲页框都能用。

  • 支持虚拟内存：只把活跃页留在内存，不常用的页换到磁盘（swap）。

  • 提供隔离与保护：页表权限（R/W/X、U/S）让进程互不干扰。

  • 支持共享：多进程可把各自的虚拟页映射到同一物理页（如共享库、只读代码）。

内存碎片

内碎片（Internal fragmentation）

已分配的块内部有用不到的空隙——给多了。 典型成因：按固定粒度分配，请求大小不是粒度整数倍，需要向上取整。

外碎片（External fragmentation）

还没分配出去的空闲内存被切成很多不相邻的小洞，总量够但拼不出一块足够大的连续空间——给不了。

虚拟内存转换

虚拟地址 VA → 物理地址 PA：MMU 通过页表完成转换。

页表

  • 页表是操作系统为每个进程（或地址空间）维护的地址映射数据结构
  • 在物理内存的专用页里（一页通常 4KB），每一级页表都是若干“页表页”。这些页由内核内存分配器（如 Linux 的 buddy）分配，并标记为仅内核可访问。
  • CPU 怎么找到它：
  • 查 TLB（iTLB/dTLB）：命中则直接得到物理页框号（PFN），否则启动页表遍历（page walk）
  • x86-64：CR3 寄存器保存PML4 表的物理地址

页表（Page Table / PTE）关键字段：

  • PFN：物理页框号
  • Present：是否在内存、R/W/X、U/S：用户态/内核态访问权限
  • A / D：Accessed/Dirty
  • copy-on-write 标记（OS 逻辑）

TLB

TLB：页表结果的缓存；TLB miss 会触发查页表（甚至 page walk）。

多级页表

  • 每一层是一个表页（4KB），表项（如 512 项 × 8B）指向下一层表的物理页或直接指向大页的物理页框

减少稀疏地址空间的页表占用（x86-64 常见 4/5 级）。

给page size=512B，页表映射，求物理地址(0x457)

0x457/0x200 = 2 .. 0x57, 找映射 page_table(2) = 4, 然后 physical = 4*0x200 + 0x57

Page Fault流程

若 PTE 不在或权限不符，触发 page-fault 异常

  • CPU 陷入内核
  • 保存现场（PC/寄存器/标志）。把故障地址（如 x86 的 CR2）与错误码交给内核的缺页处理入口
  • 在进程的VMA/内存映射里找这段地址是否合法映射
  • 不合法 → 保护异常/越界：发送信号（如 SIGSEGV）或杀进程；到此结束。
  • 合法 → 进入“如何把这页准备好”的分支
  • 按需分配/零页（demand-zero）：匿名内存首次触达 → 分配空闲页、清零
  • 换入（swap-in）：该页被换出过 → 从交换区把数据读回
  • 文件映射（page cache）：文件 mmap 或缺页读 → 从存储把相应页读入页缓存。
  • 写时复制（COW）：对只读共享页执行写 → 分配新页、复制旧内容、将新页映射为可写。
  • 若无空闲物理页：触发页面置换：依据 A/D 位与策略（近似 LRU 等）选牺牲页
  • 填写 PTE：PFN、权限（R/W/X、U/S、NX）
  • 返回用户态并重试

系统抖动

系统抖动在操作系统里通常指 内存抖动/颠簸（thrashing）：系统把大量时间花在 换页/换入换出（paging/swapping） 上，而不是在真正执行进程的计算，导致整体性能反而急剧下降。

最典型的场景是分页虚拟内存：

  • 进程需要访问某个页，但该页不在内存 → 缺页中断
  • OS 从磁盘把页换入（可能还要换出别的页）→ I/O 很慢

核心原因：内存不够，工作集装不下。

常见诱因：

  • 多道程序度太高：同时跑的进程太多，每个都分到很少页框
  • 局部性差/访问模式变化：程序突然跳来跳去，缓存不住
  • 不合适的页面置换策略：比如某些情况下会频繁把马上又要用的页换出去

CPU 利用率反而下降（CPU 大量时间在等待 I/O）

磁盘 I/O 飙高（频繁读写 swap / pagefile）

用户态内存分配（malloc 背后）

  • malloc 常用两路：
  • 小块：从 heap/arena 切分
  • 大块：mmap 直接映射
  • 关注点：碎片（fragmentation）、线程缓存、arena、free 不一定立刻归还 OS

内核态物理内存管理

  • Buddy system：按 2^k 页块分配/合并（解决外部碎片的一种方式）。
  • Slab/Slub：面向对象的缓存分配（inode、dentry、task_struct 等）。

Buddy System

做什么：Linux 的底层物理页分配器，按2 的幂大小管理连续的页框怎么工作（核心流程）

  1. 空闲链表分层：每个内存域（zone）维护多条空闲链表 free_area[order]。
  2. 分配：
  3. 需求向上取整到最小 2 的幂（比如要 3 页 → 取 4 页，order=2）。
  4. 若该 order 没空闲块，就到更大 order 找，一路“劈开”成两个 buddy，直到得到目标大小。
  5. 释放与合并：
  6. 释放块后，检查它的伙伴块是否也空闲且同阶；
  7. 若是，合并成更大一阶，继续向上合并，尽量恢复大块连续空间。
  8. 快路径：为减少锁竞争，小分配会先走Per-CPU page list 缓存。

slub allocator

内核里大量分配的是小而高频的内核对象（dentry、inode、task_struct…），直接用 buddy 按页分配会浪费和慢。 于是有一层对象缓存分配器，把“页”切成“对象”，按类型复用。

为每类对象建 kmem_cache（同大小/同构造函数）。

预初始化、对象复用，命中缓存即可用，延迟稳定、CPU cache 友好，减少频繁的构造/析构。

SLUB（现代默认）

  • 设计更简化：每 CPU 保持一个活动 slab 和简洁的空闲链；
  • 锁更少、NUMA 友好、吞吐和内存效率更好；
  • 调试能力完善（slub_debug）。→ 大多数发行版默认。

磁盘调度

磁盘的移臂调度（也叫磁盘调度、寻道调度）指的是：当磁盘上同时有很多 I/O 请求（读/写不同磁道上的块）时，操作系统决定按什么顺序让磁头去服务这些请求，从而尽量减少磁头来回移动的时间。

FCFS（先来先服务）

  • 按到达顺序处理
  • 优点：公平、实现简单
  • 缺点：寻道距离可能很大，性能差

SSTF（最短寻道时间优先）

  • 每次选“离当前磁头位置最近”的请求
  • 优点：平均寻道时间小，性能好
  • 缺点：可能饥饿（远处请求一直轮不到）

SCAN（电梯算法）

  • 磁头像电梯一样：沿一个方向扫，遇到请求就服务；到头再反向
  • 优点：比 SSTF 更公平，吞吐稳定
  • 缺点：边缘请求等待可能更久

LOOK / C-LOOK

  • SCAN/C-SCAN 的改进：不必真的扫到磁盘最外/最内磁道，只扫到“当前方向上最后一个请求”为止
  • 优点：少走空路，性能更好

说一下逻辑地址、线性地址、物理地址的区别和关系。

什么是虚拟内存？为什么需要虚拟内存？

分段（segmentation）和分页（paging）的区别？各自优缺点？

什么是页表？多级页表为什么可以节省内存？

TLB（快表）是什么？为什么能提高性能？

页命中率、缺页中断是什么？缺页中断发生时操作系统要做什么？

常见页面置换算法：FIFO、LRU、OPT、CLOCK，大致原理和优缺点？

什么是抖动（thrashing）？为什么会出现？如何缓解？

堆和栈的区别？（从管理方式、空间大小、分配效率、生命周期等方面）

内存碎片是什么？如何产生？怎么减少？

什么是内存对齐？为什么需要对齐？

用户态与内核态的内存空间一般如何划分？

解释一下：malloc / free 在底层是如何向操作系统申请 / 归还内存的？（brk、mmap 等）