内存管理（哈工大李志军）

计算机如何工作？

将程序进入内存

这个程序必须从实际物理地址0开始才可执行。

重定位：修改程序中的地址（相对地址）

相当于加入了基址。

什么时候完成重定位？

• 编译时：编译时重定位得程序只能放在内存固定位置
• 载入时：重定位的程序一旦载入内存就不能动了
• 运行时

交换：程序载入后移动

运行时重定位

• 首先程序编译完成，执行：
• 创建进程1和进程2，各找到一段空闲内存，并把各地址作为 base 赋给各进程的PCB
• 程序载入到 base 为基址的内存
• 进程1 switch_to 切换到进程2，要将基地址更改为进程2 PCB 中的base
  

内存分段

GDT 是全局描述符表，只有一个
进程切换时查LDT （局部描述符表），LDT 在 进程的PCB 中

内存分区

此时再次申请 reqSize = 40K，选择哪一个？

• 首先适配：分割最先遇到符合大小的分区，速度快
• 最佳适配：每次都分割最接近的，会剩下更小的空闲分区，形成内存碎片。
• 最差适配：分割最大的分区，最后得到较为均匀的分区
  
  答案是 B

分页

可变分区的问题：


将内存分割固定大小的页，像面包切片一样，假设页大小为 4K ，程序请求内存按页分配，那么最多浪费不超过4K。

mov [0x2240],%eax

1. 0x2240 % 0x1000(4K) == 0x2240 >> 12 ,得到页号，这一步是由 MMU 硬件完成。
2. 逻辑地址 ：0x02 : 0x240 ，查页表，页表指针在PCB中
3. 由页号查到页框号为3，物理地址为0x3240

多级页表和快表

页表的缺点：分页小，会导致页表太大
页面尺寸为 4K, 32位地址，4G内存会有 1M 的页表项，需要占用 4M内存，并发10个进程需要40M内存

如果页表不连续，这种方式效率会很低，每执行一次指令都需要查找；如果页表连续，则会造成浪费。

多级页表

类似于书中的章和节，这样遍历时可以按章节跳过，而不是一页一页翻。

• 页目录有 $2^{10}$个页表指针，占$2^{10} * 4 = 4K$字节
• 每个页表有$2^{10}$个页，页表占$2^{10} * 4 = 4K$字节，指向了$2^{10}*2^{10} * 4 = 4M$的空间。
• 我们看到图中页目录用了三个页表，那么这个程序使用了12M内存。
• 考虑这个机制和之前单页表的占用对比：页目录占用 4K，而页表不需要都驻留内存，这个程序使用了三个页表，共12K，总共占用4K + 12K= 16K的内存，远小於单页表情况下的4M的内存。
• linux 0.11 中：

快表

在32位系统上，使用多级页表会增加一次访存，但在64位系统上，使用多级页表会导致增加多次访存。

段页结合的实际内存管理

为了将分段机制和分页机制结合起来，引入了虚拟内存的概念。
用户侧为分段机制，物理侧做分页机制

实际的段页式内存管理

1. 首先将虚拟内存分割出一块区域作为用户的代码段、数据段，可以使用分区方法。

2. 将虚拟内存中的段分割，与物理内存的页做关联。

3. 执行mov [300]，首先查段表找到虚拟基址0x45000，并得到虚拟地址0x45300。

4. 查页表第 0x45 项，得到页框号7，得到物理基址0x7000
5. 得到物理地址0x7300

fork( )：

copy_mem()中分配虚拟内存，设置段表，参数p为进程的 PCB，new_data_base = nr * 0x4000000相当于对内存做了分割，每个进程占用64M虚拟地址空间，接下来两行完成了对段表的填写。

分配内存（跳过），建页表：

copy_page_tables参数为虚拟地址，from_dir是父进程的虚拟地址

• 进程1 是 进程2 的父进程，但映射的已经不是同一地址了。
• 当执行 *p = 7时，首先 p 为 0x300 ，接着通过查 LDT 中的段表得到虚拟地址 0x00400300，虚拟地址再通过页表找到物理内存。

内存换入

• 执行load [addr]，当缺页时，产生中断，启动页错误处理程序，从磁盘中读入到一空闲页中，并做好页表和物理内存的映射，并重新执行load [addr]，MMU会使PC保持不动而不是PC+ 1执行下一指令。
  
  答案是 C

实际系统的请求调页

系统初始化时就已经设置好中断处理。

中断发生，保护现场所以有一堆push，最后一行将页错误线性地址作为参数压入栈，调用 do_no_page()。

申请一个空页，并从磁盘中读入，调用put_page(page,address)建立映射。

内存换出

内存换入时，会调用get_free_page()来取得新的空页，可内存是有限的，怎么处理？

FIFO 页面置换

MIN 页面置换

选最远将使用的页淘汰，是最优方案

LRU 页面置换

选最近最长一段时间没有使用的页淘汰（最近最少使用）

• 每次访问一页时，自动设置为 1
• 当选择淘汰页时，扫描该位，如果是 1 则清 0（再给一次机会），并继续扫描，是0时淘汰该页。
  
• 如果缺页很少，很有可能所有的 R 都会被置为 1 ，如果再发生缺页，将会转完一圈再淘汰当前页，退化为 FIFO
• 定时清除R位，放入时间中断中，慢指针放入到选择淘汰中。

红框内是颠簸原因的解释，优化此问题需要 工作集 概念的引入

内存换入换出总结

Linux 中的 swap 分区

总结

• 内存换入换出是虚拟内存实现的核心概念

• 虚拟内存是段页实现的核心概念

• 段页结构是一个程序执行的核心概念

• 一个程序的执行离不开进程的概念

• 内存管理机制名词都是类似书中的：*段，页，节（页表），章（页目录表）

• 逻辑内存地址和物理内存地址的关系，更像是一本书的章节号和这本书的第几个字的关系。
  所以正常人找到书中一句话不会从头开始数吧，效率太低了。怎么说也要找到第几章，第几节，第几页，第几段，这样范围大大缩小。

• 段是面向用户，用户直接面对的地址也是虚拟内存，方便管理。

• 页是面向机器，分页机制细度更高，因为内存分配是不连续的，分页机制解决降低内存使用率低下，效率更高。

• 段页结合就需要虚拟内存概念的引入

• 虚拟内存会给进程一个连续的内存模型，但物理实现是离散的

• 当进程访问某个虚拟地址的时候，就会先去看页表，如果发现对应的数据不在物理内存上，就会发生缺页异常

• 缺页异常的处理过程，操作系统立即阻塞该进程，并将硬盘里对应的页换入内存，然后使该进程就绪，如果内存已经满了，没有空地方了，那就找一个页覆盖，至于具体覆盖的哪个页，就需要看操作系统的页面置换算法是怎么设计的了。