內存管理（哈工大李志軍）

計算機如何工作？

將程序進入內存

這個程序必須從實際物理地址0開始纔可執行。

重定位：修改程序中的地址（相對地址）

相當於加入了基址。

什麼時候完成重定位？

• 編譯時：編譯時重定位得程序只能放在內存固定位置
• 載入時：重定位的程序一旦載入內存就不能動了
• 運行時

交換：程序載入後移動

運行時重定位

• 首先程序編譯完成，執行：
• 創建進程1和進程2，各找到一段空閒內存，並把各地址作爲 base 賦給各進程的PCB
• 程序載入到 base 爲基址的內存
• 進程1 switch_to 切換到進程2，要將基地址更改爲進程2 PCB 中的base
  

內存分段

GDT 是全局描述符表，只有一個
進程切換時查LDT （局部描述符表），LDT 在 進程的PCB 中

內存分區

此時再次申請 reqSize = 40K，選擇哪一個？

• 首先適配：分割最先遇到符合大小的分區，速度快
• 最佳適配：每次都分割最接近的，會剩下更小的空閒分區，形成內存碎片。
• 最差適配：分割最大的分區，最後得到較爲均勻的分區
  
  答案是 B

分頁

可變分區的問題：


將內存分割固定大小的頁，像麪包切片一樣，假設頁大小爲 4K ，程序請求內存按頁分配，那麼最多浪費不超過4K。

mov [0x2240],%eax

1. 0x2240 % 0x1000(4K) == 0x2240 >> 12 ,得到頁號，這一步是由 MMU 硬件完成。
2. 邏輯地址 ：0x02 : 0x240 ，查頁表，頁表指針在PCB中
3. 由頁號查到頁框號爲3，物理地址爲0x3240

多級頁表和快表

頁表的缺點：分頁小，會導致頁表太大
頁面尺寸爲 4K, 32位地址，4G內存會有 1M 的頁表項，需要佔用 4M內存，併發10個進程需要40M內存

如果頁表不連續，這種方式效率會很低，每執行一次指令都需要查找；如果頁表連續，則會造成浪費。

多級頁表

類似於書中的章和節，這樣遍歷時可以按章節跳過，而不是一頁一頁翻。

• 頁目錄有 $2^{10}$個頁表指針，佔$2^{10} * 4 = 4K$字節
• 每個頁表有$2^{10}$個頁，頁表佔$2^{10} * 4 = 4K$字節，指向了$2^{10}*2^{10} * 4 = 4M$的空間。
• 我們看到圖中頁目錄用了三個頁表，那麼這個程序使用了12M內存。
• 考慮這個機制和之前單頁表的佔用對比：頁目錄佔用 4K，而頁表不需要都駐留內存，這個程序使用了三個頁表，共12K，總共佔用4K + 12K= 16K的內存，遠小於單頁表情況下的4M的內存。
• linux 0.11 中：

快表

在32位系統上，使用多級頁表會增加一次訪存，但在64位系統上，使用多級頁表會導致增加多次訪存。

段頁結合的實際內存管理

爲了將分段機制和分頁機制結合起來，引入了虛擬內存的概念。
用戶側爲分段機制，物理側做分頁機制

實際的段頁式內存管理

1. 首先將虛擬內存分割出一塊區域作爲用戶的代碼段、數據段，可以使用分區方法。

2. 將虛擬內存中的段分割，與物理內存的頁做關聯。

3. 執行mov [300]，首先查段表找到虛擬基址0x45000，並得到虛擬地址0x45300。

4. 查頁表第 0x45 項，得到頁框號7，得到物理基址0x7000
5. 得到物理地址0x7300

fork( )：

copy_mem()中分配虛擬內存，設置段表，參數p爲進程的 PCB，new_data_base = nr * 0x4000000相當於對內存做了分割，每個進程佔用64M虛擬地址空間，接下來兩行完成了對段表的填寫。

分配內存（跳過），建頁表：

copy_page_tables參數爲虛擬地址，from_dir是父進程的虛擬地址

• 進程1 是 進程2 的父進程，但映射的已經不是同一地址了。
• 當執行 *p = 7時，首先 p 爲 0x300 ，接着通過查 LDT 中的段表得到虛擬地址 0x00400300，虛擬地址再通過頁表找到物理內存。

內存換入

• 執行load [addr]，當缺頁時，產生中斷，啓動頁錯誤處理程序，從磁盤中讀入到一空閒頁中，並做好頁表和物理內存的映射，並重新執行load [addr]，MMU會使PC保持不動而不是PC+ 1執行下一指令。
  
  答案是 C

實際系統的請求調頁

系統初始化時就已經設置好中斷處理。

中斷髮生，保護現場所以有一堆push，最後一行將頁錯誤線性地址作爲參數壓入棧，調用 do_no_page()。

申請一個空頁，並從磁盤中讀入，調用put_page(page,address)建立映射。

內存換出

內存換入時，會調用get_free_page()來取得新的空頁，可內存是有限的，怎麼處理？

FIFO 頁面置換

MIN 頁面置換

選最遠將使用的頁淘汰，是最優方案

LRU 頁面置換

選最近最長一段時間沒有使用的頁淘汰（最近最少使用）

• 每次訪問一頁時，自動設置爲 1
• 當選擇淘汰頁時，掃描該位，如果是 1 則清 0（再給一次機會），並繼續掃描，是0時淘汰該頁。
  
• 如果缺頁很少，很有可能所有的 R 都會被置爲 1 ，如果再發生缺頁，將會轉完一圈再淘汰當前頁，退化爲 FIFO
• 定時清除R位，放入時間中斷中，慢指針放入到選擇淘汰中。

紅框內是顛簸原因的解釋，優化此問題需要 工作集 概念的引入

內存換入換出總結

Linux 中的 swap 分區

總結

• 內存換入換出是虛擬內存實現的核心概念

• 虛擬內存是段頁實現的核心概念

• 段頁結構是一個程序執行的核心概念

• 一個程序的執行離不開進程的概念

• 內存管理機制名詞都是類似書中的：*段，頁，節（頁表），章（頁目錄表）

• 邏輯內存地址和物理內存地址的關係，更像是一本書的章節號和這本書的第幾個字的關係。
  所以正常人找到書中一句話不會從頭開始數吧，效率太低了。怎麼說也要找到第幾章，第幾節，第幾頁，第幾段，這樣範圍大大縮小。

• 段是面向用戶，用戶直接面對的地址也是虛擬內存，方便管理。

• 頁是面向機器，分頁機制細度更高，因爲內存分配是不連續的，分頁機制解決降低內存使用率低下，效率更高。

• 段頁結合就需要虛擬內存概念的引入

• 虛擬內存會給進程一個連續的內存模型，但物理實現是離散的

• 當進程訪問某個虛擬地址的時候，就會先去看頁表，如果發現對應的數據不在物理內存上，就會發生缺頁異常

• 缺頁異常的處理過程，操作系統立即阻塞該進程，並將硬盤裏對應的頁換入內存，然後使該進程就緒，如果內存已經滿了，沒有空地方了，那就找一個頁覆蓋，至於具體覆蓋的哪個頁，就需要看操作系統的頁面置換算法是怎麼設計的了。