操作系统-内存管理

虚拟内存

操作系统会提供⼀种机制，将不同进程的虚拟地址和不同内存的物理地址映射起来。

两个概念：

• 程序所使⽤的内存地址叫做虚拟内存地址（Virtual Memory Address）
• 实际存在硬件⾥⾯的空间地址叫物理内存地址（Physical Memory Address）

管理虚拟地址与物理地址的两种方式：

• 内存分段管理
• 内存分页管理
   

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。

分段机制下的虚拟地址由两部分组成，段选择因子和段偏移量

• 段选择因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。 段表⾥⾯保存的是这个段的基地址、段的界限和特权等级等。
• 虚拟地址中的段内偏移量应该位于 0 和段界限之间，如果段内偏移量是合法的，就将段基地址加上段内偏移量得到物理内存地址。
   

不足之处：

• 第⼀个就是内存碎⽚的问题。
• 第⼆个就是内存交换的效率低的问题。
   

内存碎片问题

假设有 1G 的物理内存，⽤户执⾏了多个程序，其中：

• 游戏占⽤了 512MB 内存
• 浏览器占⽤了 128MB 内存
• ⾳乐占⽤了 256 MB 内存

这个时候，如果我们关闭了浏览器，则空闲内存还有 1024 - 512 - 256 = 256MB。
如果这个 256MB 不是连续的，被分成了两段 128 MB 内存，这就会导致没有空间再打开⼀个 200MB 的程序。

产生碎片的地方：

• 外部内存碎⽚，也就是产⽣了多个不连续的⼩物理内存，导致新的程序⽆法被装载；
• 内部内存碎⽚，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

解决：内存交换

可以把⾳乐程序占⽤的那 256MB 内存写到硬盘上，然后再从硬盘上读回来到内存⾥。不过再读回的时候，我们不能装载回原来的位置，⽽是紧紧跟着那已经被占⽤了的 512MB 内存后⾯。
 

内存交换效率低

因为硬盘的访问速度要⽐内存慢太多了，每⼀次内存交换，我们都需要把⼀⼤段连续的内存数据写到硬盘上。
所以， 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
 

内存分页

分⻚是把整个虚拟和物理内存空间切成⼀段段固定尺⼨的⼤⼩。这样⼀个连续并且尺⼨固定的内存空间，我们叫⻚（Page）。在 Linux 下，每⼀⻚的⼤⼩为 4KB 。
虚拟地址与物理地址之间通过⻚表来映射
 

⽽当进程访问的虚拟地址在⻚表中查不到时，系统会产⽣⼀个缺⻚异常，进⼊系统内核空间分配物理内存、更新进程⻚表，最后再返回⽤户空间，恢复进程的运⾏。
 

内存碎片、内存交换效率低解决

由于内存空间都是预先划分好的，也就不会像分段会产⽣间隙⾮常⼩的内存，这正是分段会产⽣内存碎⽚的原因。⽽采⽤了分⻚，那么释放的内存都是以⻚为单位释放的，也就不会产⽣⽆法给进程使⽤的⼩内存。
如果内存空间不够，操作系统会把其他正在运⾏的进程中的「最近没被使⽤」的内存⻚⾯给释放掉，也就是暂时写在硬盘上，称为换出（Swap Out）。⼀旦需要的时候，再加载进来，称为换⼊（Swap In）。所以，⼀次性写⼊磁盘的也只有少数的⼀个⻚或者⼏个⻚，不会花太多时间， 内存交换的效率就相对⽐较⾼
 

映射过程

简单分页缺陷

在 32 位的环境下，虚拟地址空间共有 4GB，假设⼀个⻚的⼤⼩是 4KB（2^12），那么就需要⼤约 100 万（2^20） 个⻚，每个「⻚表项」需要 4 个字节⼤⼩来存储，那么整个 4GB 空间的映射就需要有 4MB的内存来存储⻚表。
100 个进程的话，就需要 400MB 的内存来存储⻚表，这是⾮常⼤的内存了，更别说 64 位的环
境了。

 解决：多级页表

我们把这个 100 多万个「⻚表项」的单级⻚表再分⻚，将⻚表（⼀级⻚表）分为 1024 个⻚表（⼆级⻚表），每个表（⼆级⻚表）中包含 1024 个「⻚表项」，形成⼆级分⻚。如下图所示
 

你可能会问，分了⼆级表，映射 4GB 地址空间就需要 4KB（⼀级⻚表） + 4MB（⼆级⻚表）的内存，这样占⽤空间不是更⼤了吗？
当然如果 4GB 的虚拟地址全部都映射到了物理内存上的话，⼆级分⻚占⽤空间确实是更⼤了，但是，我们往往不会为⼀个进程分配那么多内存。
 

如果某个⼀级⻚表的⻚表项没有被⽤到，也就不需要创建这个⻚表项对应的⼆级⻚表了，即可以在需要时才创建⼆级⻚表。
 

对于 64 位的系统，两级分⻚肯定不够了，就变成了四级⽬录，分别是：

• 全局⻚⽬录项 PGD（Page Global Directory）；
• 上层⻚⽬录项 PUD（Page Upper Directory）；
• 中间⻚⽬录项 PMD（Page Middle Directory）；
• ⻚表项 PTE（Page Table Entry）；
   

问题：页表的级数较多，两个地址之间的转化较为缓慢

解决：TLB

就可以利⽤这⼀特性，把最常访问的⼏个⻚表项存储到访问速度更快的硬件，于是计算机科学家们，就在 CPU 芯⽚中，加⼊了⼀个专⻔存放程序最常访问的⻚表项的 Cache，这个 Cache 就是 TLB（Translation Lookaside Buffer） ，通常称为⻚表缓存、转址旁路缓存、快表等。

段页式管理

段⻚式内存管理实现的⽅式：

• 先将程序划分为多个有逻辑意义的段，也就是前⾯提到的分段机制；
• 接着再把每个段划分为多个⻚，也就是对分段划分出来的连续空间，再划分固定⼤⼩的⻚；
   

地址结构就由段号、段内⻚号和⻚内位移三部分组成。

段⻚式地址变换中要得到物理地址须经过三次内存访问：

• 第⼀次访问段表，得到⻚表起始地址；
• 第⼆次访问⻚表，得到物理⻚号；
• 第三次将物理⻚号与⻚内位移组合，得到物理地址。