计算机基础
我来了，我来了。(ૢ˃ꌂ˂⁎) 本篇为大家介绍的是内存管理部分，涉及的知识点有：虚拟内存，内存分段，内存分页，简单分页，多级页表，页表缓存，Linux内存管理。本篇篇幅很长，共五千多字，16张图表。文章详细请参考B站@不秃头的程序员_，所以耐心点慢慢看，这篇的图表看着可能会很晕菜，慢慢理解咯。毕竟学习多是一件美逝啊~ ヽ(。_°)ノ 冲冲冲！
操作系统篇3-内存管理
虚拟内存
先来了解一下单片机，单片机是没有操作系统的，所以每次写完代码，都需要借助工具把程序烧录进去，这样程序才能跑起来。另外，单片机的CPU是直接操作内存的物理地址。在这种情况下，要想在内存中同时运行两个程序是不可能的。因为第一个程序在2000的位置写入一个新的值，将会擦掉第二个程序存放在相同位置上的所有内容。
我们可以把进程所使用的地址隔离开来，即让操作系统为每个进程分配独立的一套虚拟地址，人人都有，大家可以在自己的地址玩，互不干涉。但是有个前提每个进程都不能访问物理地址，虚拟地址由操作系统安排到物理内存里。
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。
如果程序要访问虚拟地址的时候，由操作系统转换成不同的物理地址，这样不同的进程运行的时候，写入的是不同的物理地址,这样就不会冲突了。
于是，这里就引出了两种地址的概念:
●我们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)。
操作系统引入了虚拟内存，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,如下图所示:
操作系统管理虚拟内存和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，分段是比较早提出的，我们先来看看内存分段。
内存分段
（这是一个比较早的解决方案）
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，段选择子和段内偏移量。（下图看不懂可跳，知道地址是分成一段一段的就行(ŎдŎ；)）
●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。
在上面，知道了虚拟地址是通过段表与物理地址进行映射的，分段机制会把程序的虚拟地址分成4个段，每个段在段表中有一个项,在这一项找到段的基地址，再加上偏移量，于是就能找到物理内存中的地址，如下图:
如果要访问段3中偏移量500的虚拟地址，我们可以计算出物理地址为,段3基地址7000 +偏移量500 = 7500。
分段的办法很好，解决了程序本身不需要关心具体的物理内存地址的问题，但它缺点也明显:
●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。
接下来，说说为什么会有这两个问题。
我们来看这样一个例子。一台电脑，有1GB（1024M）的内存。我们先启动一个图形渲染程序，占用了512MB的内存，接着启动一个Chrome浏览器，占用了128MB 内存，再启动一个Python 程序，占用了256MB 内存。这个时候，我们关掉Chrome,于是空闲内存还有1024 - 512 - 256 = 256MB。按理来说，我们有足够的空间再去装载一个200MB的程序。但是，这256MB的内存空间不是连续的，而是被分成了两段128MB的内存。因此，实际情况是，我们的程序没办法加载进来。
当然，这个也有办法解决。解决的办法叫内存交换(Memory Swapping)。
我们可以把Python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面。不过读回来的时候，我们不再把它加载到原来的位置，而是紧紧跟在那已经被占用了的512MB内存后面。这样，我们就有了连续的256MB内存空间,就可以去加载一个新的200MB的程序。如果你自己安装过Linux操作系统，你应该遇到过分配一个swap硬盘分区的问题。这块分出来的磁盘空间，其实就是专门给Linux操作系统进行内存交换用的。
虚拟内存、分段，再加上内存交换，看起来似乎已经解决了计算机同时装载运行很多个程序的问题。不过,这三者的组合仍然会遇到一个性能瓶颈。硬盘的访问速度要比内存慢很多，而每一次内存交换，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，交换的是一个很占内存空间的程序，这样整个机器都会显得卡顿。
于是，为了解决内存分段的内存碎片和内存交换效率低的问题，就出现了内存分页。
内存分页
分段的好处就是能产生连续的内存空间，但是会出现内存碎片和内存交换的空间太大的问题。
要解决这些问题，那么就要想出能少出现一些内存碎片的办法。另外，当需要进行内存交换的时候，让需要交换写入或者从磁盘装载的数据更少-点这样就可以解决问题了。这个办法，也就是内存分页(Paging) 。
分页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， 我们叫页(Page)。在Linux下，每一页的大小为4KB。
虚拟地址与物理地址之间通过页表来映射，如下图：
页表实际上存储在CPU的内存管理单元(MMU) 中， 于是CPU就可以直接通过MMU,找出要实际要访问的物理内存地址。
而当进程访问的虚拟地址在页表中查不到时，系统会产生一个缺页异常，进入系统内核空间分配物理内存、更新进程页表，最后再返回用户空间，恢复进程的运行。
分页怎么解决分段的内存碎片、内存交换效率低的问题?
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。而采用了分页,那么释放的内存都是以页为单位释放的，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」的内存页面给释放掉，也就是暂时写在硬盘上，称为换出(Swop Out)。一旦需要的时候，再加载进来,称为换入(Swapln) 。所以，一次性写入磁盘的也只有少数的一个页或者几个页，不会花太多时间，内存交换的效率就相对比较高。
更进一步地,分页的方式使得我们在加载程序的时候，不再需要一次性都把程序加载到物理内存中。 我们完全可以在进行虚拟内存和物理内存的页之间的映射之后，并不真的把页加载到物理内存里，而是只有在程序运行中，需要用到对应虚拟内存页里面的指令和数据时，再加载到物理内存里面去。
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内存的基地址，这个基地址与页内偏移的组合就形成了物理内存地址，见下图。（ps:与内存分段类似的原理）
说白了就是，对于一个内存地址转换，其实就是这样三个步骤:
●把虚拟内存地址，切分成页号和偏移量;
●根据页号,从页表里面，查询对应的物理页号;
●直接拿物理页号，加上前面的偏移量,就得到了物理内存地址。
下面举个例子，虚拟内存中的页通过页表映射为了物理内存中的页，如下图:
过半警告！！！恭喜你才看到了一半！还有一半呢 ┐(-｡ｰ;)┌ 干巴爹！
简单分页
（上面图表介绍的就是简单分页）
简单分页有空间上的缺陷。
因为操作系统是可以同时运行非常多的进程的，那这不就意味着页表会非常的庞大。
在32位的环境下，虚拟地址空间共有4GB，假设一个页的大小是 4KB (2^12) ,那么就需要大约100万(2^20) 个页, 每个页表项需要4个字节大小来存储，那么整个4GB空间的映射就需要有4MB的内存来存储页表。
这4MB大小的页表,看起来也不是很大。但是要知道每个进程都是有自己的虚拟地址空间的，也就说都有自己的页表。
那么，100 个进程的话，就需要400MB的内存来存储页表，这是非常大的内存了，更别说64位的环境了。（ps：单单是一张映射表就要占这么多空间，所以肯定要用算法啥的来优化咯，所以出现了下面的多级页表，层层套娃来了，o(╥﹏╥)o）
多级页表
要解决上面的问题，就需要采用的是一种叫作多级页表(Multi-Level Page Table)的解决方案。
在前面我们知道了，对于单页表的实现方式，在32位和页大小4KB 的环境下，一个进程的页表需要装下100多万个页表项，并且每个页表项是占用4字节大小的，于是相当于每个页表需占用4MB大小的空间。
我们把这个100多万个页表项的单级页表再分页,将页表(一级页表)分为1024个页表(二级页表)，每个表(二级页表)中包含1024个页表项, 形成二级分页。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 (一级页表) + 4MB (二 级页表)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上的，二级分页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。
其实我们应该换个角度来看问题，例如计算机组成原理里面无处不在的局部性原理。
每个进程都有4GB的虚拟地址空间，而显然对于大多数程序来说，其使用到的空间远未达到4GB，因为会存在部分对应的页表项都是空的，根本没有分配，对于已分配的页表项，如果存在最近一定时间未访问的页表， 在物理内存紧张的情况下，操作系统会将页面换出到硬盘,也就是说不会占用物理内存。
如果使用了二级分页，一级页表就可以覆盖整个4GB虛拟地址空间,但如果某个一级页表的页表项没有被用到，也就不需要创建这个页表项对应的二级页表了,即可以在需要时才创建二级页表。做个简单的计算,假设只有20%的一级页表项被用到了，那么页表占用的内存空间就只有4KB (一级页表) + 20% *4MB (二 级页表) = 0.804MB，这对比单级页表的4MB 就是一个巨大的节约。
那么为什么不分级的页表就做不到这样节约内存呢?我们从页表的性质来看，保存在内存中的页表承担的职责是将虚拟地址翻译成物理地址。假如虚拟地址在页表中找不到对应的页表项，计算机系统就不能工作了。所以页表一定要覆盖全部虚拟地址空间，不分级的页表就需要有100多万个页表项来映射，而二级分页则只需要1024个页表项(此时一级页表覆盖到了全部虚拟地址空间，二级页表在需要时创建)。
我们把二级分页再推广到多级页表，就会发现页表占用的内存空间更少了,这一切都要归功于对局部性原理的充分应用。
对于64位的系统，两级分页肯定不够了，就变成了四级目录，分别是:
●全局页目录项PGD (Page Global Directory) ;
●上层页目录项PUD (Page Upper Directony) ;
●中间页目录项PMD (Page Middle Directory) ;
●页表项PTE (Page Table Entry) ;
页表缓存TLB（Translation Lookaside Buffer）
多级页表虽然解决了空间上的问题，但是虚拟地址到物理地址的转换就多了几道转换的工序，这显然就降低了这俩地址转换的速度，也就是带来了时间上的开销。
程序是有局部性的，即在一段时间内， 整个程序的执行仅限于程序中的某一部分。 相应地，执行所访问的存储空间也局限于某个内存区域。
我们就可以利用这一特性， 把最常访问的几个页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，加入了一个专门存放程序最常访问的页表项的Cache,这个Cache就是TLB (Translation Lookaside Buffer) , 通常称为页表缓存、转址旁路缓存、快表等。
在CPU芯片里面，封装了内存管理单元(Memory Management Unit)芯片,它用来完成地址转换和TLB的访问与交互。
有了TLB后，那么CPU在寻址时，会先查TLB,如果没找到，才会继续查常规的页表。
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。
Linux内存管理
逻辑地址和线性地址:
●程序所使用的地址，通常是没被段式内存管理映射的地址,称为逻辑地址;
●通过段式内存管理映射的地址,称为线性地址，也叫虚拟地址;
逻辑地址是「段式内存管理J转换前的地址，线性地址则是页式内存管理转换前的地址。
Linux内存主要采用的是页式内存管理，但同时也不可避免地涉及了段机制。
这主要是上面Intel 处理器发展历史导致的，因为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。既然CPU的硬件结构是这样，Linux 内核也只好服从Intel的选择。
但是事实上, Linux内核所采取的办法是使段式映射的过程实际上不起什么作用。也就是说，“ 上有政策,下有对策”,若惹不起就躲着走。
Linux系统中的每个段都是从0地址开始的整个4GB虚拟空间(32位环境下)，也就是所有的段的起始地址都是一样的。这意味着，Linux 系统中的代码，包括操作系统本身的代码和应用程序代码，所面对的地址空间都是线性地址空间(虚拟地址)，这种做法相当于屏蔽了处理器中的逻辑地址概念，段只被用于访问控制和内存保护。
我们再来瞧一瞧， Linux 的虚拟地址空间是如何分布的?
在Linux操作系统中，虚拟地址空间的内部又被分为内核空间和用户空间两部分，不同位数的系统，地址空间的范围也不
同。比如最常见的32位和64位系统，如下所示:
通过这里可以看出:
●32位系统的内核空间占用1G,位于最高处,剩下的3G是用户空间;
●64位系统的内核空间和用户空间都是128T，分别占据整个内存空间的最高和最低处，剩下的中间部分是未定义的。
再来说说，内核空间与用户空间的区别:
●进程在用户态时，只能访问用户空间内存;
●只有进入内核态后，才可以访问内核空间的内存;
虽然每个进程都各自有独立的虚拟内存，但是每个虚拟内存中的内核地址，其实关联的都是相同的物理内存。这样，进程切换到内核态后，就可以很方便地访问内核空间内存。
接下来,进一步了解虚拟空间的划分情况，用户空间和内核空间划分的方式是不同的，内核空间的分布情况就不多说了。
我们看看用户空间分布的情况，以32位系统为例，我画了一-张图来表示它们的关系:
通过这张图你可以看到，用户空间内存,从低到高分别是7种不同的内存段:
●程序文件段，包括二进制可执行代码;
●已初始化数据段,包括静态常量;
●未初始化数据段，包括未初始化的静态变量;
●堆段,包括动态分配的内存,从低地址开始向上增长;
●文件映射段,包括动态库、共享内存等,从低地址开始向.上增长(跟硬件和内核版本有关)
●栈段,包括局部变量和函数调用的上下文等。栈的大小是固定的，一般是8 MB.当然系统也提供了参数,以便我们自定义大小;
在这7个内存段中，堆和文件映射段的内存是动态分配的。比如说，使用C标准库的malloc()或者mmap() ,就可以分别在堆和文件映射段动态分配内存。
本篇文章到此结束了！您晕菜了吗？晕了就说明我的目的达到了。ㄟ( ▔, ▔ )ㄏ 感谢您的阅读，希望您能摄取到知识！加油！冲冲冲！接下来会继续学习并更新计算机基础的知识！我们共同进步！（发现光，追随光，成为光，散发光！）我是程序员耶耶！下次见。<－biubiu－⊂(`ω´∩)