【操作系统导论】内存篇——分段

引入

利用基址和界限寄存器，操作系统很容易将不同进程重定位到不同的物理内存区域。

但是，对于一整个地址空间，在栈和堆之间存在一块空闲空间，如果将整个地址空间分配给进程，无疑造成了大量的内存浪费。

为了解决这个问题，分段 (segmentation) 的概念应运而生。

在典型的地址空间里划分 3 个段：代码段、栈段、堆段；为每个段配置一对基址界限寄存器。

分段机制使得 OS 能够将不同的段放到不同的物理内存区域，从而避免地址空间中的未使用部分占用实际物理内存。

分段机制

标识不同段

硬件在地址转换时，如何知道段内的偏移量，以及地址引用了哪个段（基址）?

**显式 (explicit) 方式：**用虚拟地址的开头几位来标识不同的段。

举例，假设地址空间划分为 3 个段，则可以用 14 位虚拟地址的前两位来标识，如下所示:

用虚拟地址的后 12 位作为段内偏移，与基址寄存器相加，就得到了最终的物理地址。

并且，偏移量简化了对段边界的判断：检查偏移量是否小于界限，大于界限的为非法地址。

**隐式 (implicit) 方式：**硬件通过地址产生的方式来确定段。

举例，类似段寄存器CS、DS、SS：

• 对于数据段，将它的段地址放在 DS 中；

• 对于代码段，将它的段地址放在 CS 中；

• 对于栈段，则将它的段地址放在 SS 中；

栈反向增长

需要注意的是，在虚拟内存和物理内存中，栈都是反向增长的。

因此，在进行地址转换时，计算方式有所不同：

假设要访问虚拟地址 15KB，对应二进制 11 1100 0000 0000，前 2 位标识栈段，后 12 位为偏移量 3KB；并假设段的大小为 4KB。

• 反向偏移量 = 3KB - 4KB = −1KB。

• 物理地址 = 反向偏移量 + 基址 = -1KB + 28KB = 27KB

用户可以进行界限检查，确保反向偏移量的绝对值小于段的大小。

代码段共享

随着分段机制不断改进，系统设计人员意识到，在地址空间之间共享某些内存段（代码段）， 可以节省内存空间，提升效率。

为了支持共享，需要一些额外的硬件支持，这就是 保护位(protection bit)。

• 为每个段增加了几个位，来标识程序对该段的访问权限，即：读、写、执行；

• 如果将代码段标记为「读-执行」，则代码可以被多个进程共享，而不用担心破坏隔离。

问题分析

第一个是老问题：操作系统在上下文切换时应该做什么?

各个段寄存器中的内容必须保存和恢复。

每个进程都有自己的虚拟地址空间，OS 必须在进程运行前，确保这些寄存器被正确地赋值。

第二个问题：操作系统如何管理物理内存中的空闲空间？

在动态内存分配和释放的过程中，分配和释放的内存段不总是处于连续的位置，导致内存中出现许多零散的空闲内存，这些零散的内存不足以满足某个特定大小的内存请求，从而导致内存空间的浪费，这类问题被称为 外部碎片 (external fragmentation) 问题。

一种解决方案是：紧凑 (compact) 物理内存，重新安排原有的段。

但是，内存紧凑成本很高，因为拷贝段是内存密集型的，一般会占用大量的处理器时间。

另一种解决方案：利用空闲列表管理算法，试图保留大的内存块用于分配。

相关算法有几百上千种，包括：最优匹配、最坏匹配、首次匹配、伙伴算法；

遗憾的是，无论算法多么精妙，都无法完全消除外部碎片，因此，好的算法只是试图减小它。

空闲列表

在堆上管理空闲空间 的数据结构通常称为 空闲列表（free list）。

该结构包含了管理内存区域中所有空闲块的引用；空闲列表不一定真的是列表，只是某种可以追踪空闲空间的数据结构。

分割与合并

空闲列表包含一组元素，记录了堆中的哪些空间还没有分配。假设有下面的 30 字节的堆：

这个堆对应的空闲列表会有两个元素：

显然，大于 10 字节的分配请求会失败（返回 NULL）；而恰好 10 字节的需求可以由两个空闲块中的任何一个满足。

但是，如果申请小于 10 字节空间，会发生什么？

假设申请了一个字节的内存，分配程序会执行 **分割（splitting）**操作：

找到一块可以满足请求的空闲空间，将其分割，第一块返回给用户，第二块留在空闲列表中。

可能得到以下结果：

如果应用程序调用 free(10)，归还堆中间的空间，会发生什么？

在释放一块内存时，分配程序会 **合并（coalescing）**可用空间：

如果待归还的内存块存在着相邻的空闲内存块，则将它们合并为一个较大的空闲内存块。

通过合并，空闲列表会回到其最初的样子：

释放内存块

free(void *ptr) 没有块大小的参数，它如何确定待释放空间的大小呢？

大多数分配程序会在 **头块（header）**中记录额外的信息，头块的定义如下：

typedef struct header_t 
{ 
    int size;     // 分配空间的大小
    int magic;    // 幻数, 用于检验完整性
} header_t;

可想而知，用户在调用 free(void *ptr) 时，内存分配库会通过简单的指针运算得到头块的位置：

void free(void* ptr) 
{ 
    header_t* hptr = (void *)ptr - sizeof(header_t); 
}

获得头块指针后，内存分配库通过幻数进行正常性检查 assert(hptr->magic == 1234567);；

并计算待释放空间的大小，即 头块大小 + 分配给用户的空间的大小 。

代码实现

现在，我们已经了解了空闲列表的概念，接着，我们用代码实现它！

typedef struct node_t 
{ 
    int size;                // 空闲节点的大小
    struct node_t *next;     // 指向下一个节点
} node_t;

下面来初始化「堆」，假设「堆」的大小为 4096 字节，将空闲列表的第一个元素放在该空间中：

// mmap() returns a pointer to a chunk of free space 
node_t* head = mmap(NULL, 4096, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_ANON|MAP_PRIVATE, -1, 0); 
head->size = 4096 - sizeof(node_t); 
head->next = NULL;

如何，假设有一个 100 字节的内存请求，则空闲列表会有以下变化：

再来看下面的一个例子，应用程序调用 free(16500);，归还了中间的一块已分配空间：

基本策略

上面介绍了空闲列表的底层机制，现在来介绍一些 空闲分区算法 。

最佳适应

遍历空闲列表，选择最接近用户请求大小的空闲块，即 优先使用小空间，尽量避免空间浪费 。

可以将空闲分区按容量递增次序链接，每次分配内存时顺序查找空闲列表，找到大小能满足的第一个空闲分区。

最坏适应

遍历空闲列表，选择最大的空闲块，分割并满足用户需求后，将剩余的块加入空闲列表 。

可以将空闲分区按容量递减次序链接，每次分配内存时顺序查找空闲列表，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

首次适应

每次从 低地址 开始查找，找到第一个能满足用户请求大小的空闲分区。

可以将空闲分区按容量递增次序链接，每次分配内存时顺序查找空闲列表，找到大小能满足的第一个空闲分区。

邻近适应

额外维护一个指针，指向上一次查找结束的位置；

每次从上次查找结束的位置开始检索，找到第一个能满足用户请求大小的空闲分区。

简单总结：

• 最佳适应算法和最坏适应算法的开销较大。

• 首次适应算法和邻近适应算法的开销较小；