操作系统内存管理

内存管理

• 虚拟地址寻址

  ​ 运行多个程序可能出现问题：进程1给某个物理地址比如0x70写入数据，现在切换到进程2，也给这个相同的物理地址写入数据，就发生覆盖了，这样的后果很严重，可能造成系统崩溃等。于是「虚拟地址」就出现了，大家都有自己的「虚拟地址」，可以利用它访问到自己的数据而且不会冲突，这是因为操作系统会提供一种机制，进程持有的虚拟地址会通过 CPU 芯片中的内存管理单元（MMU）的映射关系，来转换变成物理地址，然后再通过物理地址访问内存。 操作系统是如何管理虚拟地址与物理地址之间的关系？主要有两种方式，分别是内存分段和内存分页。

• 内存分段

  ​ 程序是由若干个逻辑分段组成的，如可由代码分段、数据分段、栈段、堆段组成。不同的段是有不同的属性的，所以就用分段（Segmentation）的形式把这些段分离出来。虚拟地址由两部分组成，段选择子和段内偏移量，就可以找到真实物理地址。段选择子就保存在段寄存器里面，段选择子里面最重要的是段号，用作段表的索引，段号存在段表中，包括段基地址+段界限+特权等级(用于权限判断，比如内核级和用户级)。 内存分段后，段界限代表内存中这一段的总长度，段基地址代表着是哪一段起始地址，再加上段内偏移量，就可以找到这个虚拟地址的位置。

  但分段也有缺点：

  • 第一个就是内存碎片的问题。

    • 外部内存碎片。也就是产生了多个不连续的小物理内存，导致剩下的连续空闲区可能对于新申请的大小来说太小了。 解决办法就是就是内存交换。 比如Linux 的Swap 空间，这块空间是从硬盘划分出来的，用于内存与硬盘的空间交换。交换过程就是把内存中的内容拷到硬盘，再拷回来的时候邻接着其他程序的内存区域，避免有空隙造成碎片。

      ​ 以及程序所有的内存都被装载到了物理内存，但是这个程序有部分的内存可能并不是很常使用，这也会导致内存的浪费；

  • 第二个就是内存交换的效率低的问题。

    ​ 如果内存交换的时候，交换的是一个占内存空间很大的程序，这样整个机器都会显得卡顿。

  为了解决这些问题，于是就出现了内存分页：

• 内存分页。为什么要分页？

  ​ 总体而言可以认为分段内存的管理粒度太粗了，所以 intel 80386 就出来了个分页管理，一个更加精细化的内存管理方式。简单地说就是把内存等分成一页一页，每页 4KB 大小，按页为单位来管理内存。你看按一页一页来管理这样就不用把一段程序都加载进内存，只需要将用到的页加载进内存。这样内存的利用率就更高了，能同时运行的程序就更多了。并且由于一页就 4KB， 所以内存交换的性能问题得以缓解，毕竟只要换一定的页，而不需要整个段都换到磁盘中。

  ​ 在分页机制下，虚拟地址分为两部分，页号和页内偏移。页号作为页表的索引，页表包含物理页每页所在物理块号，这个块号与页内偏移的组合就形成了物理内存地址

  为什么分页有效？

  • 时间局部性：一条指令的一次执行和下次执行，一个数据的一次访问和下次访问都集中在一个较短时间内；

  • 空间局部性：当前指令和邻近的几条指令，当前访问的数据和邻近的几个数据都集中在一个较小区域内。

  分页缺点？

  • 内部内存碎片，内部碎片就是已经被分配出去却不能被利用的内存空间。比如一页4K，但这一页装不满(用了3K)，于是形成了内部碎片。

  计算题：十进制逻辑(虚拟)地址9612，一页8K，页表中，对应页号为1，物理块号为3，则实际物理地址：
  	每页8K（十六进制）=8192（十进制），9612（十进制）=8192（十进制）+1420（十进制）。
  	从地址映射表可以看到页1对应物理块3，因此地址9612（十进制）的物理存储位置=8192（十进制）× 3 + 1420（十进制）= 25996。
  

• 多级页表

  ​ 在32位系统，一个进程可能访问整个4G内存，则至少要有 4MB 的内存来(4G/4K≈2^20=4MB)存储页表。看起来不大，但要是有100个进程，那就要400MB的页表，而实际上操作系统有上千个进程都很正常，那这MMU岂不是要比内存还大了？更别说64位系统了。所以提出了多级页表。

  • 二级分页

    ​ 对这4MB数量再分，分成1024(1级页表)*1024(2级页表)，1级页表里面存1级页号+2级页表的地址，2级页表存2级页号+物理页号，就相当于1级页表去引用对应的2级页表，组合起来寻址， 这样好处是充分利用了局部性原理，大部分的1级页表其实都不会用到，假如只有%20用到了，只需要把20%对应的2级页表加进来就足够了，4KB（一级页表） + 20% * 4MB（二级页表）= 0.804MB，这就省下了大量的空间。

  • 多级分页

    ​ 对于64位系统，两级分页肯定不够了，就变成了四级目录：

    ​ 全局页目录项 PGD（Page Global Directory）；上层页目录项 PUD（Page Upper Directory）；中间页目录项 PMD（Page Middle Directory）；页表项 PTE（Page Table Entry）；

• TLB（快表）

  ​ TLB（Translation Lookaside Buffer）通常称为页表缓存、转址旁路缓存、快表等。利用程序的局部性，把最常访问的几个页表项存储到访问速度更快的硬件，即TLB，专门做地址转换的工作，放在CPU中。CPU进行虚拟地址寻址时查TLB，若未命中出现缺页中断，才继续查常规的页表。TLB 的命中率其实是很高的，因为程序最常访问的页就那么几个。

• 段页式内存管理

  ​ 将分页和分段机制结合起来。先将程序划分为多个有逻辑意义的段，接着再把每个段划分为多个页。每一个程序一张段表，每个段又建立一张页表，段表中的地址是页表的起始地址，而页表中的地址则为某页的物理页号。

  ​ 访问时：第一次访问段表，得到页表起始地址；第二次访问页表，得到物理页号；第三次将物理页号与页内位移组合，得到物理地址。

• Linux 内存管理

  ​ Linux 内存主要采用的是页式内存管理。早期 Intel X86 CPU 一律对程序中使用的地址先进行段式映射，然后才能进行页式映射，因此Linux将每个段起始地址设为0，所有程序都一样，这样做相当于逻辑上屏蔽了段式内存的概念。

• 缺页中断

  ​ 缺页中断就是要访问的页不在主存中，需要操作系统通过将页调入主存后再进行访问，此时会暂时停止指令的执行，产生一个页不存在的异常，对应的异常处理程序就会从选择一页调入到内存，调入内存后之前的异常指令就可以继续执行。

  页面置换算法？

  ​ 当需要调入新的页面到内存中而内存已满时，需要用算法淘汰一些旧页面。常用的算法有：LFU、LRU、FIFO、最优页面置换算法(预测哪页下次访问的到来最久，不现实但可以作为评价依据)、第二次机会页面置换算法(是FIFO改进版，为了避免移走常用的，多给一次机会，设置一个修改位R，R为0代表没有2次用过，直接淘汰；R为1则说明2次访问过，R置为0页面放到链尾)、时钟页面置换算法(二次机会的改进版，变成环形链表，像时钟一样，R为0直接将新表插到此处；否则R为1，那么R置为0，移动指针到下一位，一直移动指针找到R为0)。