当前位置： 首页 > news >正文

Linux虚拟内存

news 2025/8/1 13:14:11

进程中只能访问虚拟内存地址，操作系统会把虚拟内存地址翻译成真实的内存地址。这种内存管理方式，称为虚拟内存。

Linux 虚拟内存（Virtual Memory）是 Linux 内核提供的一种内存管理抽象层，它通过将进程的虚拟地址空间与物理内存、磁盘存储（交换区 / 文件）动态映射，实现了 “进程独占内存” 的假象，同时优化了内存利用率和系统稳定性。

进程如果访问的是真实的物理地址，多个进程之间会互相干扰。例如一个程序在一个物理地址上写入了一个新值，可能将另一个程序在这个位置的内容擦掉，程序就会崩溃。

操作系统为每个进程分配一套独立的虚拟地址，每个进程访问自己的虚拟地址，互不干涉，操作系统会提供将虚拟内存地址和物理内存地址映射的机制。

作用

  • 进程隔离
    每个进程拥有独立的虚拟地址空间，进程间无法直接访问对方的内存（除非通过共享内存机制），确保了程序运行的安全性。
  • 内存 “扩容”
    程序不需要全部加载到物理内存即可运行，暂时不用的内存页可被换出到磁盘（交换区或文件），释放物理内存给其他进程使用。这使得系统能同时运行远超物理内存容量的程序。
  • 灵活的内存保护
    通过页表项的权限位（读 / 写 / 执行），内核可限制进程对内存的操作（例如：代码段设为 “只读 + 执行”，防止意外修改；数据段设为 “读写”，禁止执行，防御缓冲区溢出攻击）。

原理

Linux 虚拟内存的核心是 “地址映射”：进程使用的虚拟地址（VA）需通过页表转换为物理地址（PA）后，才能访问实际的物理内存。

  • 地址空间划分
    Linux 将虚拟地址空间分为用户空间和内核空间，两者严格隔离：

    • 用户空间：进程私有，存放进程的代码、数据、堆、栈等。32 位系统通常为 0~3GB，64 位系统（如 x86_64）为 0~0x7FFFFFFFFFFF（约 128TB）。
    • 内核空间：所有进程共享，存放内核代码、数据、页表等。32 位系统为 3GB~4GB，64 位系统为 0xFFFF800000000000 以上（约 128TB）。

  • 页与页框
    虚拟内存和物理内存均按 “固定大小的块” 管理：

    • 虚拟内存的块称为页（Page），物理内存的块称为页框（Page Frame），两者大小通常相同（默认 4KB，可配置为 2MB、1GB 等大页）。
    • 页是虚拟地址的最小单位，页框是物理内存的最小分配单位。

  • 页表：虚拟地址到物理地址的映射表
    页表是实现地址转换的核心数据结构，Linux 采用多级页表（减少内存浪费）：

    • 多级页表的必要性：若用单级页表，32 位系统需 4GB/4KB=100 万页表项，每个项 4 字节，仅页表就需 4MB 内存；64 位系统则完全不可行。多级页表仅为 “实际使用的虚拟页” 创建映射，大幅节省内存。
    • x86_64 的四级页表（以 4KB 页为例）：
      虚拟地址被拆分为 5 个部分（前 4 个为页表索引，最后为页内偏移）：
      • 页全局目录（PGD）索引（9 位）
      • 页上级目录（PUD）索引（9 位）
      • 页中间目录（PMD）索引（9 位）
      • 页表（PTE）索引（9 位）
      • 页内偏移（12 位，对应 4KB=2^12）

地址转换流程：CPU 通过 CR3 寄存器找到当前进程的 PGD → 用 PGD 索引查 PGD 表，得到 PUD 表地址 → 用 PUD 索引查 PUD 表，得到 PMD 表地址 → 用 PMD 索引查 PMD 表，得到 PTE 表地址 → 用 PTE 索引查 PTE 表，得到物理页框号 → 页框号 + 页内偏移 = 物理地址。

  • 页表项（PTE）的核心信息
    每个 PTE（页表项）不仅记录物理页框号，还包含控制位：

    • 存在位（Present）：1 表示虚拟页已映射到物理页框（在内存中）；0 表示未映射或被换出到磁盘（此时需触发页错误）。
    • 权限位（R/W/X）：控制页的读写执行权限（如：R=1 可读写，X=1 可执行）。
    • 脏位（Dirty）：1 表示页被修改过（换出时需写回磁盘，而非直接丢弃）。
    • 访问位（Accessed）：1 表示页最近被访问过（用于页置换算法判断 “活跃度”）。

页错误（Page Fault）：映射缺失时的处理

当进程访问虚拟地址时，若对应的 PTE “存在位为 0”（未映射或被换出），CPU 会触发页错误中断，由内核处理：

  • 合法页错误（虚拟地址属于进程的地址空间，但未映射）：
    • 若页是 “未分配的匿名页”（如堆 / 栈的新页）：内核分配物理页框，更新 PTE，重试访问。
    • 若页是 “被换出的页”（在交换区）：内核从交换区读回页到物理内存，更新 PTE，重试访问。
    • 若页是 “文件映射页”（如 mmap 映射的文件）：内核从文件读入页到物理内存，更新 PTE，重试访问。
  • 非法页错误（虚拟地址不属于进程的地址空间，或权限不匹配）：
    内核向进程发送SIGSEGV（段错误）信号，进程通常会崩溃（如 C 语言中访问NULL指针）。

内存页的状态与置换机制

当物理内存不足时，内核需将 “不常用的页” 换出到磁盘（交换区），这一过程由页回收器（kswapd 进程）完成。

  1. 页的类型

    • 匿名页：无对应文件（如堆、栈、mmap(MAP_ANONYMOUS)），换出时需写入交换区。
    • 文件页：对应磁盘文件（如代码段、数据段、mmap映射的文件），未修改的页可直接丢弃（需要时从文件重读），修改过的 “脏页” 需先写回文件再丢弃。

  2. 页的活跃度
    内核通过 “活跃链表”（active list）和 “不活跃链表”（inactive list）标记页的使用频率：

    • 被频繁访问的页在活跃链表（不会被换出）。
    • 很少访问的页在不活跃链表（优先被换出）。
    • 页被访问时，内核会将其从 “不活跃” 移到 “活跃” 链表（通过 PTE 的 “访问位” 判断）。

  3. 页置换算法
    Linux 采用改进的 LRU（最近最少使用）算法：

    • 核心思想：优先换出 “最久未被访问” 的页。
    • 优化：通过 “二次机会算法”（clock 算法）避免频繁移动页链表，提高效率（检查页的 “访问位”，若为 0 则换出，若为 1 则清零并移到链表尾部，给予 “二次机会”）。

用户空间内存管理的核心机制

用户进程通过以下机制使用虚拟内存：

  1. 堆与栈的动态分配

    • 栈：自动分配 / 释放，用于函数调用、局部变量（大小固定，超界会栈溢出）。
    • 堆：手动分配 / 释放（如malloc/free），由brk()系统调用调整堆的边界（堆向高地址增长）。

  2. 内存映射（mmap）
    mmap()系统调用将文件或匿名内存映射到进程的虚拟地址空间，是高效的内存 I/O 方式：

    • 文件映射：将文件内容直接映射到虚拟内存，读写内存即读写文件（减少用户态与内核态的拷贝）。
    • 匿名映射：创建无对应文件的内存（如MAP_ANONYMOUS），用于进程间共享内存或大内存分配（比malloc更灵活）。

  3. 进程地址空间的描述：mm_struct 与 vm_area_struct
    每个进程的task_struct（进程控制块）中包含mm_struct结构体，描述其虚拟地址空间；mm_struct中通过链表管理多个vm_area_struct（VMA：虚拟内存区域），每个 VMA 对应地址空间的一个连续区域（如代码段、数据段、堆、栈、mmap 区等），记录区域的起始地址、大小、权限、映射类型等信息。

mmap（）

mmap() 是核心系统调用之一，用于实现内存映射（Memory Mapping）。它让进程可以直接通过虚拟地址操作文件或共享内存，底层深度依赖虚拟内存的地址映射、缺页机制，是打通 “虚拟内存” 与 “文件 / 共享内存” 的关键桥梁。

mmap() 的本质是：在进程的虚拟地址空间中，创建一段虚拟内存区域，并建立它与 “磁盘文件” 或 “匿名内存” 的映射关系。后续进程访问这段虚拟地址时，就像操作普通内存一样读写数据，底层由虚拟内存机制自动处理物理内存的分配和数据加载。

作用

  1. 虚拟地址空间的 “扩展” 与 “映射”
    • 调用 mmap() 时，内核会在进程的虚拟地址空间中预留一段连续的虚拟地址（但不立即分配物理内存）。
    • 这段虚拟地址会与 “文件内容” 或 “匿名内存（全 0 初始化）”逻辑绑定，访问时通过虚拟内存的缺页机制动态加载物理页。
  2. 两种映射类型（按数据源分）
    • 文件映射：把磁盘文件的内容直接 “映射” 到虚拟地址。例如，映射一个 1GB 的大文件后，进程访问虚拟地址时，内核会自动从文件加载对应页到物理内存（类似 “把文件搬进内存操作”）。
    • 匿名映射：不关联实际文件，映射的是 “匿名内存”（初始全 0 的内存）。常见于：
      • 进程内部动态分配大内存（如 malloc 分配大内存时，底层可能调用 mmap 避免堆碎片）；
      • 进程间共享内存（通过共享匿名映射实现高效 IPC）。
  3. 两种共享模式（按修改是否同步分）
    • MAP_SHARED（共享映射）：
      进程对虚拟地址的修改会同步回磁盘文件（或对其他共享进程可见）。例如，多个进程映射同一个文件，一个进程修改虚拟地址，其他进程能立即看到变化，且数据会异步刷回磁盘（内核自动处理）。
    • MAP_PRIVATE（私有映射）：
      修改采用 “写时复制（Copy-On-Write）”：进程修改虚拟地址时，内核会复制一份物理页，原页保持不变（不影响磁盘文件和其他进程）。典型场景是父子进程 fork：内存默认私有映射，写操作才复制，节省内存。

与虚拟内存的关联

  1. 地址隔离与共享的平衡
    • 每个进程的虚拟地址独立，但通过 mmap 的共享映射，多个进程可映射到同一块物理内存（或同一文件的物理页），实现高效进程间通信（IPC）。
  2. 内存的 “按需分配”
    • 虚拟内存的 “延迟加载” 特性，让 mmap 无需预先分配大量物理内存。只有进程实际访问虚拟地址时，才动态分配物理页并加载数据，极大优化内存利用率。
  3. 与页置换机制协同
    • 当物理内存不足时，mmap 映射的页（尤其是文件映射的干净页，即未修改过的页）可被内核置换到磁盘（换出），需要时再换入，与虚拟内存的页回收机制（如 kswapd）无缝协同。

优缺点与典型场景

优点

  • 减少数据拷贝：传统 read/write 需要 “内核缓冲区 ↔ 用户缓冲区” 两次拷贝，mmap 直接映射，只需一次（磁盘 → 物理内存，进程直接访问）。
  • 高效 IPC：共享映射让进程间共享物理内存，无需额外数据传输。
  • 延迟加载：大文件无需一次性加载到内存，访问时才加载对应页，节省内存。

缺点

  • 内存对齐问题：映射按页（4KB）对齐，小文件可能浪费内存（如 10 字节文件会占满 4KB 页）。
  • 同步风险：MAP_SHARED 的写回是异步的，若程序异常退出，未刷回的数据可能丢失（需手动调用 msync 确保同步）。

典型场景

  • 大文件读写：数据库、日志系统常用 mmap 映射文件，直接操作虚拟地址高效读写。
  • 进程间共享内存：多个进程映射同一块内存，通过虚拟地址直接通信（比管道、消息队列更快）。
  • 替代 malloc 分配大内存：匿名映射避免堆内存碎片，适合分配 GB 级内存。

内核虚拟内存管理

内核自身的虚拟内存管理与用户空间不同，需满足 “高效访问物理内存” 和 “处理大内存” 的需求：

  • 直接映射区：内核虚拟地址的低地址部分（如 32 位系统 3GB~3GB + 物理内存大小）直接映射到物理内存（VA = PA + 3GB），用于访问低地址物理内存（高效，无需复杂页表）。
  • vmalloc 区：用于分配 “非连续的物理内存”（虚拟地址连续，物理地址可分散），适用于大内存分配（但访问效率低于直接映射）。
  • 高端内存（32 位系统特有）：物理内存超过 4GB 时，内核无法直接映射全部内存，需通过 “临时映射”（kmap）或 “永久映射”（kmap_atomic）访问，64 位系统因地址空间足够大，无此问题。

流程

假设我们有一个简单的 C 程序demo.c，功能是加载一个大文件到内存，进行简单处理后休眠：

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>int main() {// 1. 代码段：程序指令（由内核加载）printf("程序启动\n");// 2. 数据段：全局变量（预先分配的虚拟地址）int global_var = 100;// 3. 堆：动态分配100MB内存（虚拟地址，未实际分配物理内存）char *heap_data = malloc(100 * 1024 * 1024);  // 100MBif (!heap_data) {perror("malloc failed");return 1;}// 4. 栈：局部变量（自动分配的虚拟地址）int stack_var = 200;// 5. 访问堆内存（首次访问，触发页错误）for (int i = 0; i < 100 * 1024 * 1024; i += 4096) {  // 按页访问（4KB/页）heap_data[i] = 'a';  // 写入第1、2、...、n页}// 6. 休眠，模拟程序运行中sleep(3600);free(heap_data);return 0;
}

编译后运行：gcc demo.c -o demo && ./demo，我们来跟踪这个程序从启动到运行的虚拟内存行为。

1：程序启动，创建虚拟地址空间
当我们执行./demo时，内核会为demo进程创建独立的虚拟地址空间，主要做三件事：

  • 分配进程控制块（task_struct）：包含进程的所有信息，其中mm_struct结构体专门描述虚拟地址空间。
  • 创建虚拟内存区域（VMA）：mm_struct通过链表管理多个vm_area_struct（VMA），每个 VMA 对应一块连续的虚拟地址，比如：
    • 代码段（.text）：存放程序指令，权限为 “只读 + 执行”；
    • 数据段（.data）：存放全局变量（如global_var），权限为 “读写”；
    • 堆（heap）：malloc分配的内存区域，权限为 “读写”；
    • 栈（stack）：存放局部变量（如stack_var），权限为 “读写”；
    • 动态链接库（如libc.so）：共享库的代码和数据。

此时这些 VMA 仅记录了虚拟地址范围和权限，并未分配物理内存（物理内存按需分配）。

  • 初始化页表：为进程创建多级页表（如 x86_64 的四级级页表），但此时页表项（PTE）的 “存在位” 为 0（表示未映射到物理内存）。

步骤 2：首次执行代码，触发 “页错误” 加载代码页
程序启动后，CPU 需要执行printf(“程序启动\n”)指令，此时会发生：

  • 访问虚拟地址：CPU 使用代码段的虚拟地址（如0x55f8a5a4a120），通过 CR3 寄存器找到进程的页表。
  • 页表查找失败：页表中该虚拟地址对应的 PTE “存在位为 0”（未加载到物理内存），CPU 触发页错误中断。
  • 内核处理页错误：
    • 内核检查虚拟地址是否属于进程的 VMA（这里属于代码段 VMA，合法）；
    • 内核从磁盘的demo可执行文件中读取对应的代码页（4KB）到物理内存（如物理地址0x100000）；
    • 更新页表：将虚拟地址0x55f8a5a4a120对应的 PTE “存在位” 设为 1，记录物理页框号0x100000/4096 = 0x40（页框号 = 物理地址 / 页大小），权限设为 “只读 + 执行”。
  • 重试访问：页错误处理完成后，CPU 重新执行指令，此时虚拟地址成功映射到物理内存，程序继续运行。

步骤 3：访问堆内存，动态分配物理页
当程序执行到heap_data[i] = ‘a’（首次访问堆内存）时，会经历更复杂的页管理：

  • 虚拟地址合法但未映射：malloc(100MB)仅扩展了堆的 VMA（虚拟地址范围从0x55f8a5c4b000到0x55f8a62c6000），但未分配物理内存，PTE “存在位为 0”。
  • 触发匿名页错误：访问heap_data[i]时，因 PTE 不存在触发页错误。内核发现这是 “匿名页”（无对应磁盘文件，属于堆），处理流程：
    • 从物理内存中分配一个空闲页框（如0x200000）；
    • 更新页表：将虚拟地址0x55f8a5c4b000对应的 PTE “存在位” 设为 1，记录物理页框号0x200000/4096 = 0x80，权限设为 “读写”；
    • 标记 PTE “脏位为 0”（尚未修改）。
  • 写入数据，更新脏位：当heap_data[i] = 'a’执行时，CPU 修改物理页内容，硬件自动将 PTE 的 “脏位” 设为 1（标记该页被修改过）。
  • 批量访问的页分配：循环中每访问一个新的 4KB 页（i += 4096），都会重复上述过程，直到 100MB 内存（共 25600 个页）全部被分配物理内存。

步骤 4：内存不足时，页被换出到交换区
假设此时系统物理内存已占满（比如同时运行多个类似程序），内核的页回收器（kswapd） 会启动，将不常用的页换出到磁盘：

  • 判断页的活跃度：内核通过 PTE 的 “访问位” 判断页的使用频率。假设demo进程的堆内存中，前 1000 个页最近被访问过（访问位 = 1），后 24600 个页很久未访问（访问位 = 0）。
  • 换出不活跃页：
    • 对于后 24600 个 “匿名页”（堆内存），因 “脏位 = 1”（被修改过），内核将其内容写入交换区（如/swapfile），记录页在交换区的位置（偏移量）；
    • 更新页表：将这些页的 PTE “存在位” 设为 0，同时记录交换区偏移量（用于后续换入）；
    • 释放物理页框（0x200000等），分配给其他进程。
  • 查看交换区使用：通过free -h可看到交换区（Swap）使用量增加了约 96MB（24600 页 ×4KB≈96MB）。

步骤 5：访问被换出的页，触发 “换入” 操作
若demo进程后续需要访问被换出的页（比如循环继续处理后 24600 个页）：

  • 触发页错误：访问虚拟地址时，PTE“存在位 = 0”，但内核发现 PTE 记录了交换区偏移量（合法的换出页）。
  • 换入页到物理内存：
    • 内核从交换区读取该页内容到新的物理页框（如0x300000）；
    • 更新页表：将 PTE “存在位” 设为 1，记录新物理页框号0x300000/4096 = 0xc0，清除交换区偏移量；
    • 若此时物理内存仍满，内核会先换出另一个不活跃页（保持物理内存空闲）。
  • 程序继续执行：页换入后，CPU 可正常访问该页，程序无缝继续运行。

步骤 6：程序结束，释放虚拟地址空间
当sleep(3600)结束，程序执行free(heap_data)和return 0时：

  • 内核释放进程的所有 VMA，删除页表；
  • 物理页框被标记为空闲（若为匿名页），或解除映射（若为文件页）；
  • 若有页被换出到交换区，其交换区空间会被标记为可复用。

总结：

  • 地址隔离：demo进程的虚拟地址（如0x55f8a5c4b000）与其他进程完全独立，即使映射到同一物理页框（如共享库），也通过页表隔离权限。
  • 按需分配：物理内存仅在首次访问虚拟页时分配（通过页错误触发），避免内存浪费。
  • 内存扩容：通过交换区，程序可使用远超物理内存的空间（100MB 堆内存可能部分在物理内存，部分在交换区）。
  • 高效管理：通过页表、VMA、页回收机制，内核高效管理内存的分配、回收和置换。

虚拟内存与物理内存的区别

1.本质

  • 物理内存：实际存在的硬件内存（如 RAM 内存条），是计算机运行程序的直接载体。简单来说就是真实的 “临时存储硬件”，程序运行时的数据和指令直接存这里。
  • 虚拟内存：操作系统通过软件技术模拟的内存管理机制，将磁盘空间 “伪装” 为内存扩展。通俗来说就是逻辑上的 “扩展内存”，把硬盘 / SSD 当 “后备仓库”，缓解物理内存不足。

2.物理载体与容量

  • 物理内存：
    • 载体：真实的 RAM 芯片（如 DDR4/DDR5 内存条），直接连接 CPU 总线。
    • 容量限制：受硬件成本、主板内存插槽限制（常见 8GB、16GB、64GB 等）。
  • 虚拟内存：
    • 载体：硬盘 / SSD 上的一块空间（如 Windows 页面文件、Linux 交换分区）。
    • 容量限制：理论上受磁盘剩余空间限制（如 1TB 硬盘可划分几十 GB 虚拟内存）

3.访问速度与延迟

  • 物理内存：

    • 访问方式：CPU 通过地址总线直接访问物理地址（无需额外转换）。
    • 速度：极快（纳秒级，如 DDR5 延迟约 30-40ns）。

  • 虚拟内存：

    • 访问方式：进程访问虚拟地址→ 需通过页表映射转为物理地址（可能触发磁盘 IO）。
    • 速度：慢（毫秒级，磁盘 IO 延迟约 1-10ms，比物理内存慢 几个数量级）。

4.管理与地址空间

  • 物理内存：
    • 管理方式：操作系统直接分配物理页框（实际内存块），管理 “硬件级” 内存。
    • 地址空间：物理地址全局唯一（不同进程访问时需严格隔离，否则冲突）。
  • 虚拟内存：
    • 管理方式：通过 分页 / 分段机制 + 页表映射 管理：
  • 虚拟地址划分为 “页”，映射到物理页或磁盘；
  • 结合缺页中断（访问未加载页时触发）和页面置换（内存不足时换出页到磁盘）。
    • 地址空间：每个进程有独立的虚拟地址空间（如 64 位系统的虚拟地址可高达 128TB），通过页表映射到物理地址，天然隔离进程。

5.数据持久化与作用

  • 物理内存：
    • 易失性：断电丢失数据（程序运行的临时载体）。
    • 核心作用：作为程序和数据的实时运行载体，保证系统高效执行
  • 虚拟内存：
    • 易失性：数据可持久化到磁盘（换出的页会保存到磁盘，重启后可恢复）。
    • 核心作用：
        1. 扩展内存空间：让程序突破物理内存容量运行（如 8GB 物理内存跑 16GB 程序）；
        1. 隔离进程：虚拟地址空间独立，避免进程间地址冲突；
        1. 简化编程：程序无需关心物理内存的碎片化，只需操作连续虚拟地址。

物理内存不足：程序可能直接崩溃（无足够硬件内存运行），或强制杀死进程（OOM 杀手）。
虚拟内存不足：触发频繁页面置换（磁盘 IO 剧增），导致系统 “抖动”（性能严重下降，鼠标卡顿、程序无响应）。

物理内存是真实的硬件载体，决定系统的 “基础运行速度”；虚拟内存是软件层的灵活扩展，解决 “容量不足” 和 “进程隔离” 问题。两者协同工作：物理内存负责 “实时高效运行”，虚拟内存负责 “扩容和兜底”，共同支撑现代操作系统的复杂需求。

http://www.lryc.cn/news/604860.html

相关文章：

  • Vision Transformer (ViT) 详解：当Transformer“看见”世界，计算机视觉的范式革命
  • LeetCode 160：相交链表
  • 【推荐100个unity插件】Unity 创意编程库——Klak插件的使用
  • 数据驱动的自动驾驶虚拟测试方法
  • Qt 嵌入式设备驱动开发
  • 5种安全方法：如何删除三星手机上的所有内容
  • 【同济大学】双速率自动驾驶架构LeAD：端到端+LLM，CARLA实测93%路线完成率，性能SOTA！
  • 谈谈毕业工作一年后的变化
  • 虚幻基础：模型碰撞体
  • Javascript 基础总结
  • # C语言：20250730学习（二级指针）
  • C语言实战：字符串动态展开效果
  • 酵母文库：基因功能研究的核心工具
  • BWCTAKC11X64G佰维/BIWIN存储容量为64GB
  • 魔塔社区上文生图大模型对比
  • Windows Server 2019 查询最近7天远程登录源 IP 地址（含 RDP 和网络登录）
  • Akamai CloudTest before 60 2025.06.02 XXE注入导致文件包含漏洞(CVE-2025-49493)
  • 【HarmonyOS】鸿蒙应用HTTPDNS 服务集成详解
  • 计算机网络基础(二) --- TCP/IP网络结构(应用层)
  • idea 集成飞算Java AI 教程
  • [SKE]UVM环境下OpenSSL加密算法参考模型设计
  • B站 XMCVE Pwn入门课程学习笔记（6）
  • Java 大视界 -- 基于 Java 的大数据分布式计算在地质勘探数据处理与矿产资源预测中的应用（372）
  • Apple基础（Xcode①-项目结构解析）
  • 第六章：进入Redis的List核心
  • 「Spring Boot + MyBatis-Plus + MySQL 一主两从」读写分离实战教程
  • Tomcat线程池、业务线程池与数据库连接池的层级约束关系解析及配置优化
  • 《Java 程序设计》第 12 章 - 异常处理
  • 配置国内镜像源加速Python包安装
  • Three.js 与 React：使用 react-three-fiber 构建声明式 3D 项目