【操作系统】内存管理

1. 为什么需要引入虚拟内存

• 物理内存无法最大化被利用

每个进程所需要的内存空间不是固定的，会动态变化，所以导致分配的多余的空间被浪费

操作系统内部对虚拟的内存地址和真实的物理内存地址建立映射，程序基于虚拟地址实现。

另外还有读时共享，写时复制的机制提高内存的利用

• 程序逻辑内存空间独立使用

当N个程序同时使用一块物理地址空间时，可能会有读写冲突。

• 内存不够时可以虚拟化磁盘空间。

2. 如何实现虚拟地址到物理地址的映射

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。

2.1 内存分段

2.1.1 分段机制

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。
分段机制下虚拟地址和物理地址的映射：
分段机制下的虚拟地址由两部分组成，段选择因子和段内偏移量。
段表中存有段的基地址和段界限等信息。

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。

2.1.2 内存分段的不足之处

• 会产生外部碎片

• 内存交换效率低

为了解决外部碎片的问题，需要将内存中的数据写到硬盘，再读回来。而硬盘的访问速度要比内存慢太多了。

2.2 内存分页

2.2.1 分页机制

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。

页表是存储在内存里的，内存管理单元 （MMU）负责将虚拟内存地址转换成物理地址。
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。

2.2.2 单级页表

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。


不足之处：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。每个进程都有自己的页表，进程多起来之后是挺占内存的。

2.2.3 多级页表

一级页表存储的是一级也好到二级页表的关联信息，二级页表存储的是二级页号到物理页号的关联信息。

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。
如果使用了二级分页，一级页表就可以覆盖整个 4GB 虚拟地址空间，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。
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。

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 Directory）；
• 中间页目录项 PMD（Page Middle Directory）；
• 页表项 PTE（Page Table Entry）；

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。
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）。

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。

2.2.2 如何解决了外部碎片和内存交换效率低的问题

采用了分页，页与页之间是紧密排列的，所以不会有外部碎片。但是因为内存分页机制分配内存的最小单位是一页，即使程序不足一页大小，我们最少只能分配一个页，所以页内会出现内部碎片。
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（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。
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。

2.3 段页式

段页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页，也就是对分段划分出来的连续空间，再划分固定大小的页；

这样，地址结构就由段号、段内页号和页内位移三部分组成。
用于段页式地址变换的数据结构是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。

段页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。

参考资料：
小林coding 《图解系统》
刘丹冰 《深入理解Go语言》