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图解版

内存管理

虚拟内存：举单片机例子讲为什么有虚拟内存，如何管理虚拟地址和物理地址

例子

为了防止多进程运行时造成的内存地址冲突，内核引入了虚拟内存地址

虚拟技术你了解吗？ (虚拟内存)

虚拟技术把一个物理实体转换为多个逻辑实体。

主要有两种虚拟技术：时（时间）分复用技术和空（空间）分复用技术。

多进程与多线程：多个进程能在同一个处理器上并发执行使用了时分复用技术，让每个进程轮流占用处 理器，每次只执行一小个时间片并快速切换。

虚拟内存使用了空分复用技术，它将物理内存抽象为地址空间，每个进程都有各自的地址空间。地址空间的页被映射到物理内存，地址空间的页并不需要全部在物理内存中，当使用到一个没有在物理内存的页时，执行页面置换算法，将该页置换到内存中。

虚拟内存的目的是什么？

虚拟内存的目的是为了让物理内存扩充成更大的逻辑内存，从而让程序获得更多的可用内存。

为了更好的管理内存，操作系统将内存抽象成地址空间。每个程序拥有自己的地址空间，这个地址空间被分割成多个块，每一块称为一页。

虚拟内存允许程序不用将地址空间中的每一页都映射到物理内存，也就是说 一个程序不需要全部调入内存就可以运行，这使得有限的内存运行大程序成为可能。 例如有一台计算机可以产生 16 位地址，那么一个程序的地址空间范围是 0~64K。该计算机只有 32KB的物理内存，虚拟内存技术允许该计算机运行一个 64K 大小的程序。

• 第一，虚拟内存可以使得进程对运行内存超过物理内存大小，因为程序运行符合局部性原理，CPU 访问内存会有很明显的重复访问的倾向性，对于那些没有被经常使用到的内存，我们可以把它换出到物理内存之外，比如硬盘上的 swap 区域。
• 第二，由于每个进程都有自己的页表，所以每个进程的虚拟内存空间就是相互独立的。进程也没有办法访问其他进程的页表，所以这些页表是私有的，这就解决了多进程之间地址冲突的问题。
• 第三，页表里的页表项中除了物理地址之外，还有一些标记属性的比特，比如控制一个页的读写权限，标记该页是否存在等。在内存访问方面，操作系统提供了更好的安全性。

内存管理机制：虚拟内存---物理内存

为了在多进程环境下，使得进程之间的内存地址不受影响，相互隔离，于是操作系统就为每个进程独立分配一套虚拟地址空间，每个程序只关心自己的虚拟地址就可以，实际上大家的虚拟地址都是一样的，但分布到物理地址内存是不一样的。作为程序，也不用关心物理地址的事情。

每个进程都有自己的虚拟空间，而物理内存只有一个，所以当启用了大量的进程，物理内存必然会很紧张，于是操作系统会通过内存交换技术，把不常使用的内存暂时存放到硬盘（换出），在需要的时候再装载回物理内存（换入）。

那既然有了虚拟地址空间，那必然要把虚拟地址「映射」到物理地址，这个事情通常由操作系统来维护。

在Linux中，虚拟内存和物理内存之间的映射是通过页表来实现的。Linux将虚拟内存地址空间划分为固定大小的页（通常为4KB），并将物理内存划分为相同大小的页帧。虚拟内存中的每个页都映射到物理内存中的一个页帧，这个映射关系由页表来维护。

当进程访问虚拟内存中的某个页时，Linux首先检查该页是否已经在物理内存中，如果是，则直接访问物理内存中的对应页帧；如果不是，则触发页面调度（Page Fault）机制，将该页从磁盘中读入到物理内存中，并建立虚拟内存页和物理内存页帧之间的映射关系，然后再次尝试访问该页，这时就可以直接访问物理内存中的对应页帧了。

页面调度机制的实现涉及到多个模块，包括内存管理、磁盘I/O、进程调度等。当Linux发现某个进程需要访问的页不在物理内存中时，它会触发页面调度机制，这时操作系统会按照一定的策略（例如最近最少使用算法）选择一个页帧进行替换，将该页帧中的内容写回到磁盘中，并将该页帧分配给需要访问的页。如果物理内存中没有可用的空闲页帧，则需要将其他进程占用的页帧进行替换。

映射方式的演变

那么对于虚拟地址与物理地址的映射关系，可以有分段和分页的方式，同时两者结合都是可以的。

内存分段是根据程序的逻辑角度，分成了栈段、堆段、数据段、代码段等，这样可以分离出不同属性的段，同时是一块连续的空间。但是每个段的大小都不是统一的，这就会导致外部内存碎片和内存交换效率低的问题。

于是，就出现了内存分页，把虚拟空间和物理空间分成大小固定的页，如在 Linux 系统中，每一页的大小为 4KB。由于分了页后，就不会产生细小的内存碎片，解决了内存分段的外部内存碎片问题。同时在内存交换的时候，写入硬盘也就一个页或几个页，这就大大提高了内存交换的效率。

再来，为了解决简单分页产生的页表过大的问题，就有了多级页表，它解决了空间上的问题，但这就会导致 CPU 在寻址的过程中，需要有很多层表参与，加大了时间上的开销。于是根据程序的局部性原理，在 CPU 芯片中加入了 TLB，负责缓存最近常被访问的页表项，大大提高了地址的转换速度。

那么为什么不分级的页表就做不到这样节约内存呢？

我们从页表的性质来看，保存在内存中的页表承担的职责是将虚拟地址翻译成物理地址。假如虚拟地址在页表中找不到对应的页表项，计算机系统就不能工作了。所以页表一定要覆盖全部虚拟地址空间，不分级的页表就需要有 100 多万个页表项来映射，而二级分页则只需要 1024 个页表项（此时一级页表覆盖到了全部虚拟地址空间，二级页表在需要时创建）。

我们把二级分页再推广到多级页表，就会发现页表占用的内存空间更少了，这一切都要归功于对局部性原理的充分应用。

另外，Linux 系统中虚拟空间分布可分为用户态和内核态两部分，其中用户态的分布：代码段、全局变量、BSS、函数栈、堆内存、映射区。

什么是快表(TLB)，你知道多少关于快表的知识？

快表，又称联想寄存器(TLB) ，是一种访问速度比内存快很多的高速缓冲存储器，用来存放当前访问的若干页表项，以加速地址变换的过程。与此对应，内存中的页表常称为慢表。

多级页表虽然解决了空间上的问题，但是虚拟地址到物理地址的转换就多了几道转换的工序，这显然就降低了这俩地址转换的速度，也就是带来了时间上的开销。

地址变换中，有快表和没快表，有什么区别？

会先查快表，没有再查页表

如果系统中具有快表后，那么地址的转换过程变成什么样了？

①CPU给出逻辑地址，由某个硬件算得页号、页内偏移量，将页号与快表中的所有页号进行比较。

②如果找到匹配的页号，说明要访问的页表项在快表中有副本，则直接从中取出该页对应的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表命中，则访问某个逻辑地址仅需一次访存即可。

③如果没有找到匹配的页号，则需要访问内存中的页表，找到对应页表项，得到页面存放的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此,若快表未命中，则访问某个逻辑地址需要两次访存(注意:在找到页表项后，应同时将其存入快表, 以便后面可能的再次访问。但若快表已满，则必须按照-定的算法对旧的页表项进行替换)

由于查询快表的速度比查询页表的速度快很多，因此只要快表命中，就可以节省很多时间。因为局部性原理，–般来说快表的命中率可以达到90%以上。

内核态和用户态介绍

内核具有很高的权限，可以控制 cpu、内存、硬盘等硬件，而应用程序具有的权限很小，因此大多数操作系统，把内存分成了两个区域：

• 内核空间，这个内存空间只有内核程序可以访问；
• 用户空间，这个内存空间专门给应用程序使用；

用户空间的代码只能访问一个局部的内存空间，而内核空间的代码可以访问所有内存空间。因此，当程序使用用户空间时，我们常说该程序在用户态执行，而当程序使内核空间时，程序则在内核态执行。

怎么进入内核态

应用程序如果需要进入内核空间，就需要通过系统调用，

内核程序执行在内核态，用户程序执行在用户态。当应用程序使用系统调用时，会产生一个中断。发生中断后， CPU 会中断当前在执行的用户程序，转而跳转到中断处理程序，也就是开始执行内核程序。内核处理完后，主动触发中断，把 CPU 执行权限交回给用户程序，回到用户态继续工作

系统调用的作用

系统调用（System Call）是操作系统提供的一种机制，允许用户空间程序请求内核执行某些操作，例如读写文件、创建进程、发送网络数据等。系统调用的作用包括：

1. 提供访问系统资源的方式：系统调用是用户空间程序访问系统资源的主要方式。操作系统通过系统调用暴露出一些API函数，例如read、write、open等，这些API函数允许用户空间程序读写文件、创建进程、发送网络数据等，从而实现对系统资源的访问。
2. 实现进程间通信（IPC）：操作系统提供了多种进程间通信的方式，例如管道、消息队列、信号量等。这些通信方式都需要通过系统调用来实现，例如pipe、msgget、semop等。
3. 管理进程和线程：系统调用还可以用于管理进程和线程，例如创建进程、杀死进程、等待进程退出、创建线程等。操作系统提供了一些API函数，例如fork、exit、wait、pthread_create等，允许用户空间程序对进程和线程进行操作。
4. 实现文件系统：文件系统也是操作系统提供的一种资源，用户空间程序可以通过操作系统提供的文件系统API函数来读写文件、创建目录、删除文件等。这些文件系统API函数也是通过系统调用来实现的。
5. 管理设备和驱动程序：系统调用还可以用于管理设备和驱动程序，例如查询设备状态、打开设备、关闭设备、发送数据到设备等。操作系统提供了一些API函数，例如ioctl、open、close、write等，允许用户空间程序对设备和驱动程序进行操作。

总的来说，系统调用是用户空间程序与内核空间进行交互的主要方式，它提供了一种访问系统资源、管理进程和线程、实现文件系统、管理设备和驱动程序等功能。

系统调用的方法

系统调用是操作系统为用户进程和硬件设备交互提供的一组接口。在 Linux 下，有三种常见的系统调用方法：

• 通过 glibc 提供的库函数，例如chmod、open、read等，这种方法简单方便，具有良好的移植性，但是可能会有一些性能损失。
• 使用syscall直接调用，这种方法需要知道系统调用号和参数，可以避免 glibc 的开销，但是不太通用，可能会有兼容性问题。
• 使用远程调用指令，这种方法利用了 x86 分段内存模型的特性，可以直接切换到内核态执行系统调用，但是比较复杂，需要了解底层的机制。

为什么划分内核态、用户态？

用户态和内核态是操作系统的两种运行状态。

内核态：处于内核态的 CPU 可以访问任意的数据，包括外围设备，比如网卡、硬盘等，处于内核态的 CPU 可以从一个程序切换到另外一个程序，并且占用 CPU 不会发生抢占情况，一般处于特权级 0 的状态我们称之为内核态。

用户态：处于用户态的 CPU 只能受限的访问内存，并且不允许访问外围设备，用户态下的 CPU 不允许独占，也就是说 CPU 能够被其他程序获取。

为了保证系统的稳定性、安全性，需要在系统中划分内核态、用户态。所有涉及IO操作、内存操作等，均在内核态中完成，因为当这些操作出现差错时，可能会导致整个计算机系统的崩溃。用户写的程序可能是含有导致这些操作出现差错的bug的，所以，用户编写的不涉及IO、内存等操作的程序在用户态中完成，而涉及这些操作时，则需要进行用户态到内核态的切换。将实际操作交付给内核态，内核态完成操作后，将结果传递至用户态

内存分布情况

通过这张图你可以看到，用户空间内存，从低到高分别是 7 种不同的内存段：

• 程序文件段，包括二进制可执行代码；
• 已初始化数据段，包括静态常量；
• 未初始化数据段，包括未初始化的静态变量；
• 堆段，包括动态分配的内存，从低地址开始向上增长；
• 文件映射段，包括动态库、共享内存等，从低地址开始向上增长（跟硬件和内核版本有关）
• 栈段，包括局部变量和函数调用的上下文等。栈的大小是固定的，一般是 8 MB。当然系统也提供了参数，以便我们自定义大小；

常见内存分配方式有哪些？

内存分配方式

（1）从静态存储区域分配。内存在程序编译的时候就已经分配好，这块内存在程序的整个运行期间都存在。例如全局变量，static变量。

（2）在栈上创建。在执行函数时，函数内局部变量的存储单元都可以在栈上创建，函数执行结束时这些存储单元自动被释放。栈内存分配运算内置于处理器的指令集中，效率很高，但是分配的内存容量有限。

（3）从堆上分配，亦称动态内存分配。程序在运行的时候用malloc或new申请任意多少的内存，程序员自己负责在何时用free或delete释放内存。动态内存的生存期由我们决定，使用非常灵活，但问题也最多。

内核申请内存vmalloc和kmalloc的区别

vmalloc和kmalloc都是用于在内核中申请内存的函数，但是它们有以下几个区别：

• vmalloc分配的内存虚拟地址是连续的，而物理地址无须连续。而kmalloc确保页在物理地址上是连续的，自然虚拟地址也是连续的。
• vmalloc相比较于kmalloc效率不高，因为获得的页必须转换为虚拟地址空间上连续的页，必须专门建立页表项。
• vmalloc仅在不得已时才使用——典型的就是为了申请大块内存。该函数可能睡眠，因此不能从中断上下文中调用，也不能从其他不允许阻塞的情况下进行调用。
• kmalloc分配的内存是基于slab，因此slab的一些特性包括着色，对齐等都具备，性能较好。
• kmalloc一般用于申请小于一页的物理内存；vmalloc一般用于申请较大的内存空间。

操作系统的内存分配一般有哪几种方式，各有什么优缺点？

（1）分页存储管理：优点是不需要连续的内存空间，且内存利用率高（只有很小的页内碎片）；缺点是不易于实现内存共享与保护。

（2）分段存储管理：优点是易于实现段内存共享和保护；缺点是每段都需要连续的内存空间，且内存利用率较低（会产生外部碎片）。

（3）段页式存储管理：优点是不需要连续的内存空间，内存利用率高（只有很小的页内碎片），且易于实现段内存共享和保护；缺点是管理软件复杂性较高，需要的硬件以及占用的内存也有所增加，使得执行速度下降。

内存分配的过程是怎样的

应用程序通过 malloc 函数申请内存的时候，实际上申请的是虚拟内存，此时并不会分配物理内存。

当应用程序读写了这块虚拟内存，CPU 就会去访问这个虚拟内存， 这时会发现这个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核态，并将缺页中断交给内核的 Page Fault Handler （缺页中断函数）处理。

缺页中断处理函数会看是否有空闲的物理内存，如果有，就直接分配物理内存，并建立虚拟内存与物理内存之间的映射关系。

如果没有空闲的物理内存，那么内核就会开始进行回收内存的工作，回收的方式主要是两种：直接内存回收和后台内存回收。

内存满了会怎么样

内核在给应用程序分配物理内存的时候，如果空闲物理内存不够，那么就会进行内存回收的工作，主要有两种方式：

• 后台内存回收：在物理内存紧张的时候，会唤醒 kswapd 内核线程来回收内存，这个回收内存的过程异步的，不会阻塞进程的执行。
• 直接内存回收：如果后台异步回收跟不上进程内存申请的速度，就会开始直接回收，这个回收内存的过程是同步的，会阻塞进程的执行。

什么是内存泄漏和内存溢出

内存泄漏和内存溢出都是与内存管理相关的问题，但它们的含义和表现形式有所不同。

内存泄漏（Memory Leak）指的是程序在使用完内存后，没有及时释放这些内存，导致内存资源浪费或耗尽的问题。内存泄漏通常是由于程序在动态分配内存后，没有在不再需要这些内存时将其释放。内存泄漏会导致系统的可用内存越来越少，最终导致系统崩溃或者出现不可预期的错误。

内存溢出（Memory Overflow）指的是程序在申请内存空间时，申请的内存超出了系统或进程所能分配的内存空间限制，导致内存访问越界的问题。内存溢出通常是由于程序在对已分配的内存进行操作时，超出了该内存块的边界而导致的。内存溢出会导致程序崩溃或者出现不可预期的错误。

总的来说，内存泄漏和内存溢出都是内存管理的问题，但它们的表现形式和原因有所不同。内存泄漏是指未能及时释放已经分配的内存，而内存溢出是指申请了过多的内存，超出了系统或进程所能分配的内存空间限制。在开发过程中，需要避免出现内存泄漏和内存溢出的问题，可以通过合理地使用内存分配和释放函数、定期检查内存使用情况等方式来解决。

运行过程中出现内存泄漏，有哪些定位手段？

内存泄漏是指程序中申请的内存没有被释放，导致内存空间逐渐消耗殆尽的问题。为了定位内存泄漏，可以采用以下几种方法：

1. 静态分析工具：使用一些静态分析工具，如Coverity、Lint、PVS-Studio等，可以在代码编译阶段进行检查，识别并定位内存泄漏的位置。
2. 动态分析工具：使用一些动态分析工具，如Valgrind、DrMemory、AddressSanitizer等，可以在程序运行时检测内存泄漏，并输出相关信息，帮助定位内存泄漏的位置。
3. 日志记录：在程序中加入日志记录功能，记录程序的运行过程和内存使用情况，以便在内存泄漏发生时进行排查。
4. 内存分析工具：使用一些内存分析工具，如Heaptrack、Memcheck、MAT等，可以对程序的内存使用情况进行跟踪和分析，帮助定位内存泄漏的位置。
5. 代码审查：对程序中的关键代码进行仔细审查，查看是否有没有释放内存的情况，并进行修复。

在4GB物理内存的机器上申请8G内存

先讲内存分配过程，要考虑32位（1G+3G）还是64位(128T), 有无swap

• 在 32 位操作系统，因为进程理论上最大能申请 3 GB 大小的虚拟内存，所以直接申请 8G 内存，会申请失败。
• 在 64位 位操作系统，因为进程理论上最大能申请 128 TB 大小的虚拟内存，即使物理内存只有 4GB，申请 8G 内存也是没问题，因为申请的内存是虚拟内存。如果这块虚拟内存被访问了，要看系统有没有 Swap 分区：

在执行malloc申请内存的时候，操作系统是怎么做的？

从操作系统层面上看，malloc是通过两个系统调用来实现的： brk和mmap

brk是将进程数据段(.data)的最高地址指针向高处移动，这一步可以扩大进程在运行时的堆大小。mmap是在进程的虚拟地址空间中寻找一块空闲的虚拟内存，这一步可以获得一块可以操作的堆内存。

通常，分配的内存小于128k时，使用brk调用来获得虚拟内存，大于128k时就使用mmap来获得虚拟内存。

进程先通过这两个系统调用获取或者扩大进程的虚拟内存，获得相应的虚拟地址，在访问这些虚拟地址的时候，通过缺页中断，让内核分配相应的物理内存，这样内存分配才算完成。

• malloc 通过 brk() 方式申请的内存，free 释放内存的时候，并不会把内存归还给操作系统，而是缓存在 malloc 的内存池中，待下次使用；
• malloc 通过 mmap() 方式申请的内存，free 释放内存的时候，会把内存归还给操作系统，内存得到真正的释放。

为什么不全使用mmap分配内存

因为向操作系统申请内存，是要通过系统调用的，执行系统调用是要进入内核态的，然后在回到用户态，运行态的切换会耗费不少时间。

所以，申请内存的操作应该避免频繁的系统调用，如果都用 mmap 来分配内存，等于每次都要执行系统调用。

另外，因为 mmap 分配的内存每次释放的时候，都会归还给操作系统，于是每次 mmap 分配的虚拟地址都是缺页状态的，然后在第一次访问该虚拟地址的时候，就会触发缺页中断。

也就是说，频繁通过 mmap 分配的内存话，不仅每次都会发生运行态的切换，还会发生缺页中断（在第一次访问虚拟地址后），这样会导致 CPU 消耗较大。

mmap原理

mmap（Memory Map）是一种内存映射文件的机制，在Linux系统中广泛应用于文件读写、共享内存、动态链接库等领域。mmap的原理可以简单概括为以下几个步骤：

1. 打开文件：首先需要使用open系统调用打开文件，获取文件描述符。
2. 映射文件到内存：使用mmap系统调用将文件映射到进程的虚拟地址空间中。mmap系统调用将文件内容映射到一个或多个虚拟内存页中，这些页可以是匿名页（即没有对应的文件）或者文件页（即与文件关联的页）。映射可以是只读的，也可以是可写的。
3. 访问映射区域：通过访问映射区域，即读取或写入映射区域的数据，可以实现文件读写、共享内存等功能。这些操作会直接访问对应的内存页，而不需要通过系统调用来进行文件读写或者共享内存的操作。
4. 取消映射：使用munmap系统调用取消映射，释放虚拟内存页，将对应的文件内容写回到磁盘中（如果是文件页），并释放对应的文件描述符。

总之，mmap的原理是将文件映射到进程的虚拟地址空间中，通过访问映射区域来实现文件读写、共享内存等功能。mmap的优点是可以避免频繁的文件读写操作，提高了文件读写的效率，并且可以实现进程间的共享内存，方便了进程之间的通信。同时，mmap还可以通过设置权限位来控制映射区域的访问权限，提高了数据的安全性。

free() 函数只传入一个内存地址，为什么能知道要释放多大的内存？

malloc 返回给用户态的内存起始地址比进程的堆空间起始地址多了 16 字节。这个多出来的 16 字节就是保存了该内存块的描述信息，比如有该内存块的大小。

这样当执行 free() 函数时，free 会对传入进来的内存地址向左偏移 16 字节，然后从这个 16 字节的分析出当前的内存块的大小，自然就知道要释放多大的内存了。

常见内存分配内存错误

（1）内存分配未成功，却使用了它。

编程新手常犯这种错误，因为他们没有意识到内存分配会不成功。常用解决办法是，在使用内存之前检查指针是否为NULL。如果指针p是函数的参数，那么在函数的入口处用assert(p!=NULL)进行检查。如果是用malloc或new来申请内存，应该用if(p==NULL) 或if(p!=NULL)进行防错处理。

（2）内存分配虽然成功，但是尚未初始化就引用它。

犯这种错误主要有两个起因：一是没有初始化的观念；二是误以为内存的缺省初值全为零，导致引用初值错误（例如数组）。内存的缺省初值究竟是什么并没有统一的标准，尽管有些时候为零值，我们宁可信其无不可信其有。所以无论用何种方式创建数组，都别忘了赋初值，即便是赋零值也不可省略，不要嫌麻烦。

（3）内存分配成功并且已经初始化，但操作越过了内存的边界。

例如在使用数组时经常发生下标“多1”或者“少1”的操作。特别是在for循环语句中，循环次数很容易搞错，导致数组操作越界。

（4）忘记了释放内存，造成内存泄露。

含有这种错误的函数每被调用一次就丢失一块内存。刚开始时系统的内存充足，你看不到错误。终有一次程序突然挂掉，系统出现提示：内存耗尽。动态内存的申请与释放必须配对，程序中malloc与free的使用次数一定要相同，否则肯定有错误（new/delete同理）

（5）释放了内存却继续使用它。常见于以下有三种情况：

• 程序中的对象调用关系过于复杂，实在难以搞清楚某个对象究竟是否已经释放了内存，此时应该重新设计数据结构，从根本上解决对象管理的混乱局面。
• 函数的return语句写错了，注意不要返回指向“栈内存”的“指针”或者“引用”，因为该内存在函数体结束时被自动销毁。
• 使用free或delete释放了内存后，没有将指针设置为NULL。导致产生“野指针”。

从堆和栈上建立对象哪个快？（考察堆和栈的分配效率比较）

从两方面来考虑：

• 分配和释放，堆在分配和释放时都要调用函数（malloc,free)，比如分配时会到堆空间去寻找足够大小的空间（因为多次分配释放后会造成内存碎片），这些都会花费一定的时间，具体可以看看malloc和free的源代码，函数做了很多额外的工作，而栈却不需要这些。
• 访问时间，访问堆的一个具体单元，需要两次访问内存，第一次得取得指针，第二次才是真正的数据，而栈只需访问一次。另外，堆的内容被操作系统交换到外存的概率比栈大，栈一般是不会被交换出去的。

如何避免预读失效和缓存污染的问题？

在问如何改进 LRU 算法。

因为传统的 LRU 算法存在这两个问题：

• 「预读失效」导致缓存命中率下降
• 「缓存污染」导致缓存命中率下降

Redis 的缓存淘汰算法则是通过实现 LFU 算法来避免「缓存污染」而导致缓存命中率下降的问题（Redis 没有预读机制）。

MySQL 和 Linux 操