内存管理是内核中最复杂的活动。

虚拟内存
虚拟内存是一种逻辑抽象，进程的虚拟地址空间包括了进程所有可用的虚拟内存地址。

在虚拟内存中，CPU访问任何内存都是通过虚拟内存地址来访问的，但是实际上最终访问内存还是得用物理内存地址。所以在CPU中存在一个MMU，负责把虚拟地址转化为物理地址，然后再去访问内存。而MMU把虚拟地址转化为物理的过程需要页表的支持，页表是由内核负责创建和维护的。一套页表可以用来表达一个虚拟内存空间，不同的进程可以用不同的页表集，页表集是可以不停地切换的，哪个进程正在运行就切换到哪个进程的页表集。于是一个进程就只能访问自己的虚拟内存空间，而访问不了别人的虚拟内存空间，这样就实现了进程之间的隔离。一个虚拟内存空间又分为两部分，内核空间和用户空间，内核空间只有一个，用户空间有N个，所有的虚拟内存空间都共享同一个内核空间。内核运行在内核空间，进程运行在用户空间，内核空间有特权，用户空间无特权，用户空间不能随意访问内核空间。这样进程和内核之间的隔离就形成了。内核空间的代码运行的时候，CPU会把自己设置为特权模式，可以执行所有的指令。用户空间运行的时候，CPU会把自己设置为用户模式，只能执行普通指令，不能执行敏感指令。

下面就是虚拟内存如何解决物理内存不足的问题了。系统刚启动的时候还是运行在物理内存上的，内核也被全部加载到了物理内存。然后内核建立页表体系并开启分页机制，内核的物理内存和虚拟内存就建立映射了，整个系统就运行在虚拟内存上了。后面运行进程的时候就不是这样了，内核会记录进程的虚拟内存分配情况，但是并不会马上分配物理内存建立页表映射，而是让进程先运行着。进程运行的时候，CPU都是通过MMU访问虚拟内存地址的，MMU会用页表去解析虚拟内存，如果找到了其对应的物理地址就直接访问，如果页表项是空的，就会触发缺页异常，在缺页异常中会去分配物理内存并建立页表映射。然后再重新执行刚才的那条指令，然后CPU还是通过MMU访问内存，由于页表建立好了，这下就可以访问到物理内存了。当物理内存不足的时候，内核还会把一部分物理内存解除映射，把其内容存放到外存中，等其再次需要的时候再加载回来。这样，一个进程运行的时候并不需要立马加载其全部内容到物理内存，进程只需要少量的物理内存就能顺利地运行，于是系统运行进程的吞吐量就大大提高了。

  • 内存管理的目标
    内存管理的目标除了前面所说的进程之间的隔离、进程与内核之间的隔离、减少物理内存并发使用的数量之外，还有以下几个目标。
  1. 减少内存碎片，包括外部碎片和内部碎片。外部碎片是指还在内存分配器中的内存，但是由于比较分散，无法满足用户大块连续内存分配的申请。内部碎片是指你申请了5个字节的内存，分配器给你分配了8个字节的内存，其中3个字节的内存是内部碎片。内存管理要尽量同时减少外部碎片和内部碎片。
  2. 内存分配接口要灵活多样，同时满足多种不同的内存分配需求。既要满足大块连续内存分配的需求，又能满足小块零碎内存分配的需求。
  3. 内存分配效率要高。内存分配要尽量快地完成，比如说你设计了一种算法，能完全解决内存碎片问题，但是内存算法实现得特别复杂，每次分配都需要1毫秒的时间，这就不可取了。
  4. 提高物理内存的利用率。比如及时回收物理内存、对内存进行压缩。

虚拟内存的底层实现机制
包括：
🌐 虚拟内存到物理内存的映射过程（地址转换）
🔄 页表（Page Table）结构与分层机制
⚙️ MMU（内存管理单元）的作用
🧩 页面置换与 Swap 的触发时机

✅ 1. 虚拟地址到物理地址的映射过程（地址转换）
在现代 Linux 系统中，进程访问的地址其实是虚拟地址，在 CPU 访问内存时，需要转换成物理地址，过程如下：
css
复制编辑
用户态进程：
使用虚拟地址（Virtual Address）

↓↓↓↓

CPU/MMU + 页表：
将虚拟地址 → 物理地址（Physical Address）

↓↓↓↓

最终访问物理内存 RAM（或 swap）

✅ 2. 页表（Page Table）结构：多级映射机制
虚拟地址转换依靠页表完成，但由于虚拟地址空间很大（如 64 位系统为 2⁶⁴），单级页表太大，内存装不下，因此引入多级页表。
✳️ 示例：64位系统的四级页表结构（x86_64）
页表层级
位数
说明
PML4（第4级）
9位
一级页表索引（最多 512 项）
PDPT（第3级）
9位
二级页表索引
PD（第2级）
9位
三级页表索引
PT（第1级）
9位
最底层页表，指向物理页框号
页内偏移
12位
通常页面大小为 4KB
一个虚拟地址 64 位，一般只用到高 48 位：
复制编辑
| 9 | 9 | 9 | 9 | 12 |

每级页表项会索引到下一层页表的地址，最终到达底层的页表项，指向实际物理页框地址。

✅ 3. MMU（内存管理单元）
MMU（Memory Management Unit） 是 CPU 中用于地址转换的硬件模块，它：
根据当前进程的页表，把虚拟地址 ➝ 物理地址
检查访问权限（只读、可写、用户态、内核态）
发生缺页（Page Fault）时触发中断，交由内核处理
🧠 Linux 中每个进程都有自己的 mm_struct，保存页表根目录地址。

✅ 4. 缺页中断 & 页面置换（Page Fault & Swapping）
🌟 缺页（Page Fault）
当进程访问一个虚拟地址，但该页尚未映射到物理内存（可能还在磁盘中），就会触发缺页异常：
c
复制编辑
int p = (int)malloc(1000000 * sizeof(int));
p[999999] = 42; // 只有访问到这里，内核才分配物理页

Linux 采用“按需分配”策略，不访问不会真正分配物理内存。

♻️ 页面置换（Page Replacement）
当物理内存不足时，Linux 内核根据一定的算法（如 LRU）将某些页换出到 Swap 区。
常用的页面置换算法：
LRU（Least Recently Used）
CLOCK（近似 LRU）
📌 可以通过 vmstat, top, free, htop 等命令查看内存状态与页面换入换出。

🧠 实用命令 & 文件路径
功能
命令或路径
查看内存映射
cat /proc//maps
查看页表项（高级）
cat /proc//pagemap
查看内存使用
free -h、top、vmstat
查看 swap 使用
swapon -s、free -m

🧪 实例：用户进程访问虚拟地址过程
`c
'''
int *a = malloc(4096); // 分配一个页
a[0] = 123; // 第一次访问，触发 page fault
'''
过程如下：
用户进程通过 malloc 申请内存，但尚未映射物理页。
写入 a[0]，触发 page fault。
内核分配一页物理内存，并更新页表。
下次访问同一页时，MMU 能直接完成地址转换