如何进行内存管理
为了让每个进程认为独占地使用内存，并且让每个进程看到的内存是一致的，操作系统对物理内存、磁盘进行了抽象，抽象出虚拟内存。并且把虚拟内存、物理内存以相同固定大小的页进行切分管理（分页），虚拟内存中叫页，物理内存中的叫页帧。
每个进程虚拟地址空间是独立的。用户访问的是虚拟内存的地址，即虚拟地址。需要通过 CPU 芯片上的内存管理单元 MMU 硬件根据页表翻译成物理地址，才能真正访问内存。
页表：每个进程都有它的独立的页表（放在内存里），用来存对虚拟页、物理页的映射。页表可以有多级页表，以时间换取空间（实际上，多级页表的地址翻译，并不比单级页表慢很多）。
为什么用分页机制
如果直接按一个个程序加载到内存，会出现内存碎片。
后来出现分段机制，按程序的各段来存储，从而减少碎片，但是还是有很多。
所以引出分页，把程序分成更小的页（一般大小为 4KB）来管理内存。分得更小，会增加负荷，但实际上利大于弊。
硬件关系
通过虚拟地址访问数据：
MMU 先通过它里面的 TLB 缓存查询，如果没有，则去内存中的页表进行查询。成功翻译成物理地址后，访问一级缓存获取数据。如果没有则访问二级缓存（可能还有三级缓存）。还是没有就访问内存。
物理内存不够时：
将不用的页面换出到磁盘中的 swap 分区里。
内存空间布局
进程的虚拟地址空间
包含：
- 程序代码和静态变量（根据可执行文件进行初始化，并固定了大小）
- 堆（可在运行时由 malloc 动态分配）
- 共享库、共享内存（动态链接库的 .so 文件映射到这里，一般由 mmap 分配）
- 栈（运行时创建的用户栈）
- 内核内存（为内核保留的。应用程序不可读写或者直接使用。）—— 每个进程看到的内核空间其实是一样的，是同一个空间（虚拟内存、物理内存都只有一份）。虽然每个进程内核栈是各用各的，但是如果想知道的话，还是能够知道其他每个进程的内核栈。
进程如何描述自己的虚拟地址空间
Linux 中进程的虚拟地址空间，有内核内存。内核内存有个区域是每个进程都不相同的，如页表、内核栈等。
内核为每个进程维护一个单独的 task_struct 任务结构（进程控制块 PCB），包含着内核态运行所需要的信息，如 PID、指向用户栈的指针、可执行目标文件的名字等。
task_struct 中有一个条目指向着 mm_struct，它描述虚拟内存的状态。mm_struct 里有个 mmap 变量，是一个 vm_area_struct（区域结构）链表，这个链表的每个 vm_area_struct 都描述着虚拟内存中的一个区域，如区域的起始处、结束处、区域内所有页的读写权限、页面是否与其他进程共享等。（mm_struct 里还有 pgd，指向进程的页表）
如何分配内存
分配虚拟内存
c 语言的 malloc 等方法。
用户可通过 malloc 在堆上分配内存，malloc 内部是用 brk 系统调用实现的。brk 会给进程创建 vm_area_struct 来分配小块虚拟内存。
malloc 如果是申请大块内存，就会用 mmap 。
什么时候分配物理内存
内存里没有时，即出现缺页时会触发缺页异常/中断，让缺页异常处理程序去处理并分配内存。
虚拟内存分配，不代表真正分配了物理内存，只有需要写的时候发生缺页中断/异常，才会去分配物理内存，即按需分配。并把虚拟地址和物理地址映射起来。
处理程序返回时，CPU 会重新返回到引起缺页的那条指令，该指令再次被送到 MMU 进行翻译。因为此时 MMU 能正常翻译地址，所以就不会产生缺页中断，程序会继续执行下去。
按需进行页面调度：目前现代系统都是在缺页异常发生时才会去分配 / 缓存到内存。
rocketMQ：
一些对实时性要求很高的中间件，例如 rocketmq，把消息存储在一个大小为 1G 的文件中，为了加快读写速度，会将这个文件映射到内存后，对每个页写一比特数据，这样就可以把整个 1G 文件都加载进内存，在实际读写的时候就不会发生缺页了，这个在 rocketmq 内部叫做文件预热。
分配算法
伙伴系统
对于分配比较大的内存，如分配页（32 位里是 4 KB）级别或以上的，可以使用伙伴系统（页面分配器）。
slab 机制
比一个页小的内存，可以用 slab 机制。
内存不够时怎么处理——swap
将不用的页面换出到磁盘中的 swap 分区里。
从物理内存中找出牺牲页进行分配。如果这个牺牲页面有被修改过，则需要先换出到磁盘，然后再把新的页面换入，并更新页表。
page cache
https://www.cnblogs.com/beifei/archive/2011/06/12/2078840.html
在内核中为每个文件单独维护一个 page cache。page cache 保存用户进程访问过的该文件的内容。
进程对文件的读写时会直接操作 page cache，内核会在适当的时候将 page cache 中的内容写到磁盘上（也可以手动控制回写），这样可以大大减少磁盘的访问次数，从而提高性能。
page cache 中的内容以页为单位保存在内存中。
当用户要访问文件中的某个偏移量上的数据时，内核会以偏移量为索引，找到相应的内存页，如果该页没有读入内存，则需要访问磁盘读取数据。
为了提高页的查询速度并且节省 page cache 占用的内存，linux 内核使用树来保存 page cache 中的页。
普通的 write 调用只是将数据写到 page cache 中，并将其标记为 dirty 就返回了，磁盘 I/O 通常不会立即执行。这样做的好处是减少磁盘的回写次数，提供吞吐率，不足就是机器一旦意外挂掉，page cache中的数据就会丢失。一般安全性比较高的程序会在每次 write 之后，调用 fsync 立即将 page cache 中的内容回写到磁盘中。
内存映射——mmap
内存映射包含虚拟内存与物理内存、磁盘之间的映射。
而 mmap 系统调用是实现内存映射文件的一种方法。
与 read 系统调用的区别
read 系统调用的过程：
- 发生用户态到内核态的转换，内核找出文件描述符以及 inode，从而找出磁盘地址。
- 读取硬盘文件中的对应数据，并拷贝到 page cache 中。
- 将 read 中需要的数据，从 page cache 拷贝到用户空间中。
即 read 为了提高效率使用了页缓存机制，但这需要经历两次拷贝，以及用户态、内核态的转换，所以性能并不高。
mmap 系统调用与 read 的区别：
mmap 系统调用是将硬盘文件映射到用户空间中，从而让进程可以直接访问自身地址空间的虚拟地址来访问文件内容。
所以，
- mmap 只需要一次系统调用，后续操作不需要系统调用（即第一次以后不用从用户态切换到内核态）。
- 不需要在 page cache 和用户空间之间的拷贝。
所以频繁对一个文件进行读取操作时，mmap 会比 read 更高效一些。
mmap 过程
首先，从进程虚拟空间中找出一块空闲区域，并为此区域分配一个 vm_area_struct。（创建虚拟映射区域）
把待映射的文件描述符放到文件表，且找出磁盘地址。并建立页表，把磁盘地址、虚拟地址进行映射。（地址映射）
当进程要访问该空间时，会引起缺页异常，此时把文件内容拷贝到物理内存。（分配内存）
所以 mmap 只发生一次数据拷贝。
mmap 缺点
- 一次内存映射的开销（映射、分页故障、解除映射、更新硬件内存管理单元的超前转换缓冲器）实际上比调用一次 read / write 大。
- 映射区域大小是页大小的整数倍，所以对于小文件，会造成浪费。
- 使用 mmap 必须指定大小，所以对变长文件不适合。
- 如果更新文件的操作很多，mmap 避免两态拷贝的优势就被摊还，最终还是落在了大量的脏页回写及由此引发的随机 IO 上。
所以 mmap 在效率上不一定会比带缓冲区的快。
https://stackoverflow.com/questions/45972/mmap-vs-reading-blocks
http://www.leviathan.vip/2019/01/13/mmap%E6%BA%90%E7%A0%81%E5%88%86%E6%9E%90/
mmap 使用场景
读写大文件。链接动态库文件。
在 malloc 内部，如果是要求分配大内存，会去使用 mmap 进行内存映射。
进程之间共享内存。
rocketMQ 等。
brk 与 mmap
都是系统调用。
brk 用来分配小块内存，mmap 用来分配大块内存。
C 语言的 malloc 函数内部，如果是大块内存，会去调用 mmap，反之调用 brk。
brk 是通过移动堆顶的位置来分配内存。这些内存释放后不会立刻归还，而是被缓存起来，这样就可以重复使用，进而减少缺页异常而去分配内存的次数。
mmap 是在文件映射段里找一块空闲内存进行分配。mmap 分配的物理内存，会在释放时直接归还系统。
两个方法都是按需分配物理内存，不会在调用时直接分配。
操作系统启动过程、内存初始化
从系统开机到用户能使用内存，经过哪些过程
与其他模块
系统调用模块
设备管理模块
文件系统模块
进程管理模块