如何检查一个进程因缺页而中断的次数？
使用ps -o majflt，minflt -C程序命令查看 。
Majflt代表重大失误，中文名是大失误，minflt代表小失误，中文名是小失误 。
这两个值表示自进程启动以来发生的缺页中断的数量 。
页面中断后执行了哪些操作？
当一个进程因缺页而中断时，该进程将进入内核状态，并执行以下操作:1 .检查要访问的虚拟地址是否合法；2.查找/分配物理页面；3.填写物理页面的内容(读取磁盘，或者直接设置为0，或者什么都不做)；4.建立映射关系(虚拟地址到物理地址)，重新执行缺页中断的指令 。如果在步骤3中需要读取磁盘，这一次它丢失了 。
内存分配原则
从操作系统的角度来看，进程分配内存有两种方式，由两个系统调用完成:brk和mmap(不考虑共享内存) 。
1.brk是推数据段的最高地址指针_edata( 。数据)到更高的地址；
2.mmap就是在进程的虚拟地址空中找一块空空闲的虚拟内存(堆和栈的中间，称为文件映射区) 。
在这两种方式中，都分配了虚拟内存，但没有分配物理内存 。第一次访问分配的虚拟地址空时，发生页面错误，操作系统负责分配物理内存，然后建立虚拟内存和物理内存的映射关系 。在标准C库中，提供了malloc/free函数来分配和释放内存 。这两个函数的底层是通过brk、mmap、munmap等系统调用来实现的 。
这里有一个例子来说明内存分配的原理:
1.对于malloc小于128k的内存，使用brk分配内存，push _edata到高位地址(只分配虚拟空，不对应物理内存(所以不初始化) 。第一次读写数据时，内核会因为缺页而中断，之后内核会分配相应的物理内存，然后建立虚拟地址空的映射关系 。
1.当进程开始时，其(虚拟)内存空的初始布局如图1所示 。
其中mmap内存映射文件在堆和栈中间(如libc-2.2.93.so，其他数据文件等 。)，为了简单起见，省略了内存映射文件 。
_edata指针(在glibc中定义)指向数据段的最高地址 。2.在进程调用A=malloc(30K)之后，memory 空 room如图2所示:
malloc函数会调用brk系统调用，将_edata指针推至高地址30K，完成虚拟内存分配 。
你可能会问:只放_edata 30K就完成内存分配了？
事实是，_edata 30K只完成了虚拟地址的分配，仍然没有这个内存A对应的物理页，当进程第一次读写这个内存A时，发生了缺页中断 。此时内核分配的是这个内存A对应的物理页，也就是说，如果内容A是用malloc分配的，然后一直不访问，那么A对应的物理页就不会被分配 。3.在进程调用B=malloc(40K)之后，memory 空 room如图3所示 。
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二 。对于malloc大于128k的内存，使用mmap分配内存，在堆和栈之间找一块空的空闲内存来分配(对应独立内存，初始化为0)，如下图:
4.在进程调用C=malloc(200K)之后，memory 空 room如图4所示:
默认情况下，malloc函数分配内存 。如果请求的内存大于128K(可通过M_MMAP_THRESHOLD选项进行调整)，它不会推送_edata指针，而是使用MMAP系统调用从堆和堆栈中间分配一个虚拟内存 。
这主要是因为:
brk分配的内存需要等到高地址内存释放后才能释放(比如B释放前，A释放不了，这就是内存碎片的原因 。见下图何时收紧)，而mmap分配的内存可以单独释放 。
当然也有其他的优缺点 。更具体地说，感兴趣的同学可以阅读glibc中的malloc代码 。5.进程调用D=malloc(100K)后，内存空空间如图5所示；6.进程调用free(C)后，C对应的虚拟内存和物理内存一起被释放 。
7.该过程调用free(B)后，如图7所示:
B对应的虚拟内存和物理内存都没有释放，因为只有一个_edata指针 。如果往后推，D的内存怎么办？
当然，内存B可以重复使用 。如果此时又来了一个40K的请求，malloc很可能会返回内存B. 8 。该过程调用free(D)后，如图8所示:
而b和d连接起来形成一个140K 空的空闲内存 。
9.默认情况下:
当最高地址空之间的空空闲内存超过128K(可通过M_TRIM_THRESHOLD选项调整)时，执行内存紧缩操作(TRIM) 。在free的最后一步，发现最高地址空的空闲内存超过了128K，于是内存变紧，如图9所示 。了解了内存分配的原理之后，再来看一个现象:现象 。
1 .在压力试验过程中，发现被试对象的性能不够理想，具体如下:
进程的系统CPU消耗是20，用户CPU消耗是10，系统空闲大约是70
2 ps -o majflt，minflt -C程序命令显示majflt每秒增量为0，而minflt每秒增量大于10000 。
初步分析
Majflt代表major fault，中文叫大错误，minflt代表minor fault，中文名字叫小错误 。
这两个值表示自进程启动以来发生的缺页中断的数量 。
当进程被页面错误中断时，该进程将进入内核状态并执行以下操作:
检查要访问的虚拟地址是否合法 。
查找/分配物理页面
填充物理页面内容(读取磁盘，或者直接设置为0，或者什么都不做)
建立映射关系(虚拟地址到物理地址)
使用页面错误中断重新执行指令 。
第三步，如果需要读磁盘，那么这个缺页中断就是majflt，否则就是minflt 。
这个进程的minflt这么高，一秒一万多次，我们不得不怀疑和进程的内核cpu消耗有很大关系 。
分析代码
看代码，发现是这样写的:一个请求来了，用malloc分配2M内存，请求结束后释放这个内存 。查看日志，发现分配内存的语句需要10us，一个请求的平均处理时间是1000us 。原因已经找到了！
尽管内存分配语句在处理请求时花费的时间很少，但它会严重影响性能 。要解释清楚原因，首先需要知道内存分配的原理 。
这个案子已经完全澄清了 。
在谈到内存分配的原理之后，被测试模块在内核状态下cpu消耗高的原因就很清楚了:malloc在每次请求到来时都有一个2M内存 。默认情况下，malloc调用mmap来分配内存，当请求完成时，它调用munmap来释放内存 。假设每个请求需要6个物理页面，每个请求将产生6个缺页中断 。在2000的压力下，每秒有超过10000个缺页中断 。这些缺页中断不需要通过读盘来解决，所以称为minflt页面中断是在内核态执行的，所以进程的内核态cpu消耗很大 。页面中断分散在请求的整个处理过程中，因此它表明分配语句时间(10us)与整个请求的处理时间(1000us)相比非常小 。
解决办法
将动态内存改为静态分配，或者在启动时，用malloc分配给各个线程，然后保存在threaddata中 。但是由于这个模块的特殊性，静态分配或者启动分配都是不可行的 。另外，Linux下默认栈的大小限制是10M，所以在栈上分配几米内存是有风险的 。
禁止Malloc调用mmap分配内存，禁止内存收缩 。
当该过程开始时，添加以下两行代码:
mall opt(M _ MMAP _马克斯，0)；//禁止malloc调用mmap分配内存
mallopt(M_TRIM_THRESHOLD，-1)；//禁止内存压缩 。
效果:添加这两行代码后，用ps命令观察 。压力稳定后，majlt和minflt都为0 。进程的系统状态cpu从20下降到10 。
总结
您可以使用命令ps -o majflt，minflt -C程序来查看进程的majflt和minflt的值 。这两个值是累积值，从过程开始时累积 。当对具有高性能需求的程序进行压力测试时，我们可以将这两个值相加 。
如果一个进程使用mmap将一个大的数据文件映射到进程的虚拟地址空，我们需要重点关注majflt的值，因为与minflt相比，majflt对性能是致命的，随机读取磁盘需要几个毫秒，而minflt只有在数量很多的情况下才会对性能产生影响 。
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