操作系统——内存管理
内存管理
1.一段程序放入内存，cpu取指执行、取指执行，cup和内存都工作起来了
2.程序在内存中分段处理，因为每个段有不同的特点（代码段只读，数据段可写，堆栈段单向增长），分治
3.在内存中找一段空闲内存，将一段（代码段、数据段）程序放入内存
4.取指执行，跳转到某个地址，需要运行时重定位，记录基址，ldtr寄存器就是放到段表ldt表。根据基址和偏移地址算出真正的物理地址。
5.每个进程有自己的ldt，都放入pcb中的
6.多进程切换，修改ldtr。（多进程的那个映射表就是ldt）
总结：
1）程序分段：编译做的事情
2）在内存中找到空闲区域（算法数据结构）
3）通过磁盘读写将程序载入内存，建立映射表和PCB关联在一起
怎么在内存中找到空闲区域，内存怎么分割？
内存等分成k个分区？可变分区？——虚拟内存分区，物理内存分页
如何管理可变分区？（空闲分区表：始址和长度，已分配分区表：始址、长度和标志）
算法：一个问题多个解，看哪个解更合适（没有错误的算法，只有更合适的算法，折中综合）
首先适配、最佳适配、最差适配
为什么分页
分页
分区导致的问题，可能内存剩余210k（150+60），但是有个160k大小的内存，就放不进去了，这就是内存碎片。
移动碎片的过程叫内存紧缩，内存紧缩的时候上层应用无法执行，看起来像死机。
面包没有碎末，面包切成片，内存分成页，针对每个段请求，系统一页一页的分配给这个段，一个段最多浪费一页（4k）
物理内存关心内存没有浪费，用分页；用户希望分段。段页合在一起。
某个偏移地址被放在哪里了。用到页表，同样地址重定位，cr3页表
mmu：内存管理单元，逻辑地址算出页号，对应的页框，然后找到实际的物理地址
多级页表和快表
页小了，页表就大了，
32位的计算机，内存4G
如果每页4k，那么页表项有1M个，页表很大，页表的放置会出问题，
每个页表项一般4个字节，也就是4M
如果操作系统中有上百个进程，每个进程都要存放这样的一个页表，那就是400M
实际上大部分逻辑地址是用不到的，
如果仅仅存放使用到的逻辑页，那么检索是个问题，时间复杂度太高
我们的目标：既要连续又要页表占用内存少，引出了多级页表（页目录表和页表），把容量为1M个页表项的页表变为1个页目录表（里面1k个页目录）和1k个页表（每个页表有1k个页表项），这样全填充的话是4G空间全部用上，但是可以只选用其中一部分，这样就大大节省了空间同时保证了地址空间的连续。
但是每增加一级页表，要多访问一次内存，若64位操作系统，那么访问内存次数还是挺多的。时间上造成的代价用快表TLB来弥补，放在寄存器中，速度和cpu一样快，快表很昂贵，采用复杂的硬件电路根据页号直接找到，只需一次比对。若查到了，则不用再去查多级页表，查完后就把查询的结果放在快表中。
操作系统折中的思想，多种技术有机的组合在一起，时间上也不错，空间上也不错，效率也比较高。多级页表提高了空间利用效率，时间上的不足由快表来弥补。
想让TLB好用，命中率要接近1，越大越好，但是TLB比较贵，所以要折中，最终TLB条目设置为64-1024之间，因为程序的地址访问存在局部性。
总结：多级页表、快表加程序地址访问的局部性
一个实际的段、页结合的内存管理
两层映射：逻辑地址到虚拟地址，虚拟地址到物理地址
面向用户采用段的结构，面向物理内存采用页的结构，灵魂在虚拟内存
分配虚拟内存（段）、建段表；分配页、建页表 ——>进程带着内存使用起来
从进程fork中的内存分配开始，使用内存结束
程序分段，利用分区算法把程序段或者数据段放在虚拟内存上，虚拟内存中分出来的区打散成几个页放在物理内存中
简化后的进程之间虚拟地址不重叠，那么页表和段表也不重叠，所以大家可以共用一套页表，实际的操作系统页号很可能重叠的，所以每个进程有自己的页号和段号
后面的代码看不懂了。。。。。。。
内存的换入
内存管理：基于虚拟内存实现的分段和分页，而用换入换出来实现这个虚拟内存
为了实现虚拟内存就要实现换入换出
操作系统看不到实际的内存，它看到的是0-4G的地址空间，操作系统给用户提供的假象，就是一整段内存，随意使用，操作系统内部实现了分页和映射。
虚拟内存4G，实际物理内存1G，怎么做？换入换出！
请求的时候才映射！请求调页
访问内存的时候如果MMU发现缺页了，则中断，从仓库中调出这一页，放入内存，中断结束，回来后代码继续执行（这里不从下一行代码开始，而是从本行代码开始）
操作系统程序从缺页中断开始（14号中断），在内存中申请一个空闲页，从磁盘上把这一页读进来，建立一个映射
内存换出 swap out
在get_free_page()的时候，并不能总是得到新的页，内存是有限的，选择哪一页淘汰呢？这个算法放在get_free_page()中
算法优化目标：缺页次数少
FIFO：如果刚换出的页马上又要换入怎么办？
要用一个页了，没空间了，换出哪个页？不向前看向后看，哪个使用时间距离现在最远就换哪个，这就是MIN算法，但是这个算法需要知道将来要发生的事情。
现实世界数据的特点：稀疏性、局部性、低质性
LRU：因为程序的局部性，所以可以用过去的历史预测未来。选择最近最少使用的页来进行换出。LRU是公认的很好的置换算法，但实际系统中准确实现用的少。
LRU的准确实现，每页维护一个时间戳（time stamp），选具有最小时间戳的页。
想着挺好，实际使用中，每执行一条访问地址的指令要查表，修改时间戳，需要维护一个全局时钟，还要预防时间戳的表溢出。。。实现代价太大
LRU近似实现——将时间计数器变为是和否
每个页加一个引用位（reference bit），没次访问一页时，硬件自动设置该位。选择淘汰页：扫描该位，是1时清零，并继续扫描，是0时淘汰该页，这叫二次机会算法。
二次机会算法记录了太长的历史，如果缺页很少的时候，退化成了FIFO算法
Clock算法：在二次机会算法的基础上加一个定时清除R位的扫描指针。
给进程分配多少页框（帧frame）,求出工作集，就算出一个进程应爱分配多少个页框。
进程数量太大，导致cpu利用率下降，可以限制进程的数量。
swap分区管理 —> 虚拟内存 —> 段页 —> 程序 —> 进程
初始化、系统接口，加上设备驱动，整个计算机运行的样子就出来了。