虚拟内存
虚拟内存：进程和操作系统的中间层
虚拟内存，就是机器上运行的一个个的进程，访问的都是虚拟的内存，比如C语言中的指针指向的内存地址，或者gdb调试工具看到的地址，都是虚拟的，并不是机器上的实际物理内存，虚拟内存是相对于物理内存来说的，物理内存，简单来说DDR，是真正可以访问到的内存空间，比如8G DDR，那可用的物理内存就是8G
在一台计算机上，如果只有单个进程独享整个物理内存，也是可以的，但是只存在于baremetal上。现在的操作系统都是支持多进程并发运行的，当两个进程同时对同一块物理内存进行读写时，显然是有冲突的，如下图。此外，进程申请的内存可能还并没有使用，如果有太多的进程同时申请了大量的内存，也会导致物理内存空间不够用。
为了解决上面的问题，防止多进程运行时造成的内存地址的冲突，操作系统引入了虚拟内存，为每个进程都提供了一个独立的虚拟内存空间，使得进程认为自己独占全部的内存资源。引入虚拟内存之后，进程访问的虚拟内存地址通过CPU内部集成的内存管理单元MMU转换成物理地址，然后再通过物理地址访问内存，如下图：
对于系统上运行的进程来说，在32位系统之上，可以拥有4GB虚拟内存空间（2^32 = 0xFFFFFFFF，也就是4G)，在64位系统上，在可拥有256T虚拟内存空间
虽然每个进程的地址空间都包含了内核空间，但这些内核空间，其实都关联的是相同的物理内存
对于进程虚拟内存的用户空间，从低往高，又可以分为六个不同的内存段：
0xFFFFFFFF | 内核空间 0xC0000000 栈（向下增长，环境变量，命令行参数，局部变量） | 文件映射段（低地址向高地址增长） | 堆（向上增长，动态内存开辟是在堆上开辟的） .bss（数据段，包含.bss未初始化的静态数据，.data已初始化的静态数据，.rodata常量） .data .text（代码段，包含.text用户代码和.init系统初始化代码，程序运行时就已经确定） 不可访问段 0x00000000
文件映射段，主要包括共享内存，动态链接库等共享资源
当每一个函数被调用时，就会将参数压入调用栈中，调用结束返回值也会被放回栈中，同时每调用一次函数就会创建一个新的栈，所以在递归较深时容易导致栈溢出，栈内存的申请和释放由编译器自动完成，栈容量由系统预先定义，栈从高地址向低地址增长。
堆和文件映射段的内存是动态分配的，比如说C标准库的malloc或者mmap，就可以分别在堆和文件映射段动态分配内存
由于每个进程都有这么大的地址空间，导致所有进程的虚拟内存加起来，自然要比实际物理内存大得多，所以并不是所有的虚拟内存都会分配物理内存，只有实际使用的虚拟内存才会分配物理内存
当进程对某块虚拟内存进行读写时，CPU就会去访问这块内存，这时如果发现这块虚拟内存没有映射到物理内存，CPU就会产生缺页中断，进程会从用户态切换到内存态，并将缺页中断交给内核的缺页中断函数进行处理，这时才会真正地为它分配物理内存
操作系统使用分段和分页地机制，管理虚拟地址与物理地址的映射关系。内存分段机制，简单理解就是根据程序申请使用内存的需要，来把物理内存分成一段一段内存来进行管理。比如程序需要100M的内存，分段机制就给1段100M连续空间的物理内存与之对应。内存分页将整个虚拟内存和物理内存空间分成一段段固定大小的片。虚拟内存与物理内存的映射，以这个片为最小单位进行管理，这个片就称为页。
在Linux系统上，页的大小为4KB，此外，为了解决页表过大的问题，操作系统引入了多级页表机制，为了解决页表访问慢的问题，在CPU中还加入了TLB页表缓存机制。
总结一下虚拟内存是怎么工作的:
当每个进程创建的时候，内核会为进程分配4G的虚拟内存，当进程还没有开始运行时，这只是一个内存布局。实际上并不立即就把虚拟内存对应位置的程序数据和代码（比如.text .data段）拷贝到物理内存中，只是建立好虚拟内存和磁盘文件之间的映射就好（叫做存储器映射）。这个时候数据和代码还是在磁盘上的。当运行到对应的程序时，进程去寻找页表，发现页表中地址没有存放在物理内存上，而是在磁盘上，于是发生缺页异常，于是将磁盘上的数据拷贝到物理内存中。
另外在进程运行过程中，要通过malloc来动态分配内存时，也只是分配了虚拟内存，即为这块虚拟内存对应的页表项做相应设置，当进程真正访问到此数据时，才引发缺页常。
可以认为虚拟空间都被映射到了磁盘空间中（事实上也是按需要映射到磁盘空间上，通过mmap，mmap是用来建立虚拟空间和磁盘空间的映射关系的）
虚拟内存的注意点：
关于虚拟内存有三点需要注意：
4G的进程地址空间被人为的分为两个部分--用户空间与内核空间。用户空间从0到3G（0xc0000000）,内核空间占据3G到4G。用户进程通常情况下只能访问用户空间的虚拟地址，不能访问内核空间的虚拟地址。例外情况只有用户进程进行系统调用（代表用户进程在内核态执行）等时刻可以访问到内核空间。
用户空间对应进程，所以每当进程切换，用户空间就会跟着变化；而内核空间是由内核负责映射，它并不会跟着进程变化，是固定的。内核空间地址有自己对应的页表，用户进程各自有不同的页表。
每个进程的用户空间都是完全独立、互不相干的。
一、4G地址空间解析图
上图展示了整个进程地址空间的分布，其中4G的地址空间分为两部分，在用户空间内，对应了内存分布的五个段：数据段、代码段、BSS段、堆、栈。在上篇文章中有详细的介绍。
二、虚拟地址空间分配及其与物理内存对应图
这个图示内核用户空间的划分，图中最重要的就是高端内存的映射
其中kmalloc和vmalloc函数申请的空间对应着不同的区域，同时又不同的含义。
三、物理内存分配图
这张图中页解释了三者的不同关系，和上篇文章中的内容有相似之处。
伙伴算法：
一种物理内存分配和回收的方法，物理内存所有空闲页都记录在BUDDY链表中。首选，系统建立一个链表，链表中的每个元素代表一类大小的物理内存，分别为2的0次方、1次方、2次方，个页大小，对应4K、8K、16K的内存，没一类大小的内存又有一个链表，表示目前可以分配的物理内存。例如现在仅存需要分配8K的物理内存，系统首先从8K那个链表中查询有无可分配的内存，若有直接分配；否则查找16K大小的链表，若有，首先将16K一分为二，将其中一个分配给进程，另一个插入8K的链表中，若无，继续查找32K，若有，首先把32K一分为二，其中一个16K大小的内存插入16K链表中，然后另一个16K继续一分为二，将其中一个插入8K的链表中，另一个分配给进程........以此类推。当内存释放时，查看相邻内存有无空闲，若存在两个联系的8K的空闲内存，直接合并成一个16K的内存，插入16K链表中。（伙伴算法用于物理内存分配方案）
SLAB算法：
是一种对伙伴算的一种补充，对于用户进程的内存分配，伙伴算法已经够好了，但对于内核进程，还需要存在一类很小的数据（字节大小，比如进程描述符、虚拟内存描述符等），若每次给几个字节的数据分配一个4KB的页，实在太浪费，于是就有了SLBA算法，SLAB算法其实就是把一个页用力劈成一小块一小块，然后再分配
页面置换算法：
操作系统中使用虚拟内存管理技术时，当物理内存不足以容纳所有需要同时运行的进程或程序时，需要将部分数据从内存中暂时移出，以便为其他数据让出空间。这个过程就是页面置换，即将某些页面（通常以固定大小的块为单位）从物理内存中换出到磁盘上，以便为新的页面或数据腾出空间。
当一个程序需要访问一个不在内存中的页面时，就会发生缺页中断，操作系统会选择一个页面进行置换，将其写回到磁盘并将新的页面加载到内存中，以使程序继续执行。页面置换算法就是用来确定哪些页面需要被换出内存、哪些页面需要被保留在内存中，以及选择换出哪个页面的一种策略。通过合理选择页面置换算法，可以有效提高系统的性能和资源利用率。
页面置换算法有：
- LRU（Least Recently Used，最近最少使用）：
LRU算法是一种基于页面访问时间的置换算法，它选择最近最久未被使用的页面进行替换。LRU算法的实现方式有很多种，包括使用栈、队列、哈希表等数据结构来维护页面的访问顺序。
- FIFO（First-In-First-Out，先进先出）：
FIFO算法是一种简单的页面置换算法，它选择最早进入内存的页面进行替换。FIFO算法通过一个队列来维护页面的进入顺序，当需要替换页面时，选择队列中最早进入的页面进行替换。
- Clock算法：
Clock算法也称为二次机会算法，是对FIFO算法的改进。Clock算法使用一个指针按照顺时针方向扫描页面链表，当找到一个未被访问的页面时进行替换。这种算法通过一个简单的循环链表来维护页面的访问状态。
- LFU（Least Frequently Used，最不经常使用）：
LFU算法是一种基于页面访问频率的置换算法，它选择最不经常被使用的页面进行替换。LFU算法通过维护页面的访问次数来确定哪些页面是最不经常被使用的，然后选择其中访问次数最少的页面进行替换。
遇到一个有意思的问题：
一个进程最多可以创建多少个线程？
