操作系统——内存

缺乏、安全感 2024-04-01 19:26 76阅读 0赞

**一、内存使用**

**内存使用：将程序放到内存中，PC指向开始地址**

**重定位：**

*  **修改程序中的地址**
 *  **逻辑地址 ----> 物理地址**

> **什么时候完成重定位？**
> 
>  *  **编译时（不灵活，程序只能放在内存固定位置、速度快）：嵌入式系统**
>  *  **载入时（灵活，速度相对来说慢）：普通系统**

**程序载入内存后，还需移动：交换（swap）**

**重定位最合适的时机 —— 运行时重定位**

**地址翻译：每执行一条指令，都要从逻辑地址算出物理地址**

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>  **内存使用过程：**
> 
>  *  **程序编译好（地址不改）**
>  *  **程序执行（创建进程、创建PCB）**
>  *  **找空闲内存**
>  *  **空闲地址（起始地址）赋给PCB**
>  *  **PC设在起始地址**
>  *  **执行（执行过程中每个地址都要地址翻译）**

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**二、内存分段**

程序员眼中的程序：由若干段组成，每个段（堆栈段：向下增长；程序段只读；数据段可写；函数库……）有各自的特点、用途

*  **用户可以根据各段自身特点分治每个段**
 *  **程序分段放入内存符合用户观点，提升内存使用效率**

> **定位具体指令：< 段号 (ds) : 段内偏移 >**
> 
> **每个进程的PCB放一堆基址，分别对应有哪些段，每个段都有基址**
> 
> **进程段表：PCB中用来存储每个段的基址**
> 
>  *  **GDT：OS对应的段表**
>  *  **LDT：每个进程对应的段表**

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> **程序分段使用内存：**
> 
>  *  **程序分段，每段放入一段内存**
>  *  **每段基址放入LDT表，即初始化LDT表完成**
>  *  **LDT表（或者LDT表表头指针：？？？不确定，求解答）赋给PCB**
>  *  **根据PC指针 + LDT表取指、执行**
>     
>      *  **执行每条指令时，查找LDT表，根据表中基址 + 程序中逻辑地址找到物理地址**
>  *  **时间片用完后或其他情况引发进程切换（switch）** 
>  *  **每段段基址写回LDT表和PCB**
>     
>      *  **LDTR寄存器切换**
>      *  **段选择子被装入LDTR，即LDT表描述符自动被装入LDTR**
>  *  **根据LDTR+PC执行**
> 
> **LDT表、GDT表、LDTR、段选择子详解：**
> 
>  *  **LDT表可以有若干张，每个进程可以有一张，我们可以这样理解GDT和LDT：GDT为一级描述符表，LDT为二级描述符表**
>  *  **LDT嵌套在GDT之中**
>  *  **LDTR记录局部描述符表的起始位置，LDTR的内容是一个段选择子。由于LDT本身同样是一段内存，也是一个段，所以它也有个描述符描述它，这个描述符就存储在GDT中，对应这个描述符表也会有一个选择子，LDTR装载的就是这样一个选择子**
>  *  **LDTR可以在程序中随时改变，通过使用lldt指令**
> 
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> 
> **例：**
> 
> **如果我们想在表LDT2中选择第三个描述符所描述的段的地址12345678h**
> 
>  *  **首先需要装载LDTR使它指向LDT2 使用指令lldt将Selector2装载到LDTR**
>  *  **通过逻辑地址（SEL:OFFSET）访问时SEL的index=3代表选择第三个描述符；TI=1代表选择子是在LDT选择，此时LDTR指向的是LDT2,所以是在LDT2中选择**
>     
>      *  **此时的SEL值为1C (二进制为11 1 00)：OFFSET=12345678h。逻辑地址为1C:12345678h**
>  *  **由SEL选择出描述符，由描述符中的基址（Base）加上OFFSET可得到线性地址，例如基址是11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h**
>  *  **此时若再想访问LDT1中的第三个描述符，只要使用lldt指令将选择子Selector1装入再执行2、3两步就可以了（因为此时LDTR又指向了LDT1）**

**三、内存分区与分页**

**1.可变分区管理：在使用内存时，维护下面两个表：**

*  **空闲分区表：始址、长度**
 *  **已分配分区表：始址、长度、标志（标记哪个进程使用该内存）**

**（1）当申请的内存大小，在空闲分区表中有多个内存区间满足时：**

*  **最佳适配（O(n)）：最接近于申请的内存大小的分区**

**空闲分区会被分割成细小碎片**

*  **最差适配（O(n)）：在满足内存大小前提下，选择与申请内存相差最大的**

**空闲分区会被均匀分割**

*  **首先适配（O(1)）：在空闲分区表中找到的第一个满足申请内存大小的分区**

**表查的快、运行速度快**

**如果OS中的段内存申请很不规则（有时需要很大的一个内存块，有时又很小），****最佳适配算法****最好**

> **分段 ------> 虚拟内存**
> 
> **分页 ------> 物理地址**

>  *  **可变分区会造成内存碎片，内存使用效率不高**
>  *  **内存紧缩：将空闲分区合并，需要移动一个段（复制内容）**
>  *  **内存碎片依靠内存紧缩解决，内存紧缩耗时长**

**2.内存分页**

*  **将物理内存分成页（4K），不需要内存紧缩，一个程序段最大的内存浪费是4K（一页，无限接近于4K）**
 *  **页中的地址需要重定位，页表记录**

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>  0x2240: 2240 / 4K = 商……余数
> 
>  *  **商为页号（12位， 0x2240右移12位 --->2）**
>  *  **余数为页内偏移（后3位 --->240）**
> 
> 0x3240: **页框号 \*4K = 物理地址 = 页框号左移12位+页内偏移**

**内存使用分页和内存分段使用原理相同，只是分页分的是物理内存，分段分的是程序段；分页用的不是LDT表存放相关信息，用的是页表；寄存器也为CR3寄存器**

**四、多级页表与块表**

**为提高内存空间利用率，也应该小，但是页小，页表就大了**

**1.页表中只存放进程用到的页：**

**查找慢、运行速率低，故不可以只放进程用到的页；页表中的页号应连续，这样查找就为页表起始表头+偏移量，查找方便，但是这样占用内存多，浪费**

**2.多级页表：页目录表+页表**

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*  **2^10 \* 4KB = 4M = 2^10 \* 2^2 \* 2^10 = 2^20 \* 2^2 = 4M(2^10个页指向的内存物理空间**
 *  **4字节地址为32位**

**多级页表提高了空间利用率，但增加了访存的次数，每增加一级页表，访存次数增加1次**

**TLB（快表）是寄存器，一组相联快速寄存器**

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![8ff00db287174c38bef03b3633be2b10.png][]

**五、段页结合的实际内存管理**

*  **段面向用户**
 *  **页面向硬件**

![1bcc6fbae5454f41b574783da7db37e9.png][]

**虚拟内存映射到内存这一过程对用户是透明的**

**1.段页同时存在的重定位**

![ca59a70aaef94d8986ae23762244ae08.png][]

**内存管理核心：****内存分配**

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>  *   **进程申请内存**
>  *  **虚拟内存采用分区法分割部分虚拟内存给进程**
>  *  **代码段放入虚拟内存，并建立段表（即完成段表初始化）**
>  *  **代码段分割，放入页**
>  *  **建立页表（即页表初始化）**
>  *  **重定位使用内存**
> 
> **0x300：逻辑地址 通过段表找到虚拟内存地址 ；虚拟内存地址通过页表找到物理地址**

**六、代码分析**

![41734f890a024b05914124eb69f84665.png][]

*  **每个进程占64M虚拟地址空间，互不重叠（理论上）：进程不重叠，页号不重叠，可共用一套页表；实际：基本重叠**

![16818845f8bf4946876cc6c54aa57f0c.png][]

![5a3aac79ee09479686da33a5f131ed93.png][]

![f791eb12f9f04a4d9a84592eaa958d42.png][]

![4729eb7576454cf8877ba7235359616e.png][]

*   **from\_page\_table 和 to\_page\_table 分开，即将父子进程页表分开，两个页表内容相同**

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>  *  **父子进程共用虚拟内存**
>  *  **父子进程各有一套页表，内容完全一样**

![045b4ec795c6406aaa30bc39822b47c7.png][]

>  *  **子进程在写入内存前要改写页表，实现父子进程分离**
>  *  **父子进程LDT表不同；刚初始化时，附近进程页表内容相同；运行时，修改子进程页表，实现父子进程内存分离**
>  *  **进程放入内存页（逻辑地址 ----> 物理地址）**

**七、内存换入——请求调页**

**实现虚拟内存需要内存换入换出**

*  用户可随意使用虚拟内存，就像单独拥有所有内存
 *  **虚拟内存 通过OS映射，用户不知道这个过程：透明 转成物理内存**

**1.请求调页**

![58852df47fa94dd1adb69538fdf4ec70.png][]

**2.一个实际系统的请求调页**

**（1）请求调页，缺页中断（14号中断）**

*  **IDT表：中断向量表**

**（2）处理中断：中断现场保护（压栈）**

![fff60e1dc6e64248a42e25ffddf1091f.png][]

**（3）do\_no\_page：**

*  **虚拟地址页内偏移置0（address&=0xfffff000），得到虚拟页号**
 *  **申请物理空闲页，得到空闲页：get\_free\_page**
 *  **从磁盘读入页到空闲页**
 *  **物理页、虚拟页建立映射（写页表）：put\_page**

![881779a6149846c69712cf7b40705f56.png][]

![ec0aab1406d44a738ffc7e6dde76989d.png][]

**八、内存换出**

**算法评价准则：缺页次数**

**1.FIFO页面置换**

![60a8c1a7f71e4fc2811122922724e78e.png][]

**2.MIN页面置换：理想算法，无法预测将来**

*  **选择最远将使用的页淘汰，是最优方案**

![9e01ca2d57a04c61acbe6872ab09fef8.png][]

**3.LRU页面置换：利用程序局部性，公认的很好页面置换算法**

*  **最近最常未使用的页淘汰**

![4fc9b26550dd4212b7758ac6ad681ab6.png][]

**（1）LRU的准确实现：****时间戳（time step）**

*  **每页维护一个时间戳：时间戳实行时间长，时间片很可能溢出**

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**（2）LRU的准确实现：****页码栈：时间长，代价大**

![f2e46b06bd374a9795e2ba0cfc9e33a2.png][]

**LRU准确实现代价大，所以要用近似实现**

**（3）LRU近似实现——****将时间计数变为是和否（cloak算法）**

*  **每个页增加1个引用位（R位）：每访问1页，引用位置为1（最近访问过）**
    
     *  **每次访问一页时，硬件自动设置该位**
     *  **选择淘汰页：扫描该位，为1时清0，并继续扫描，为0时淘汰该页**

**4.cloak算法的分析与改造（最近没有使用）**

**（1）如果缺页很少，会所有R=1：记录了太长的历史信息**

*  **hand scan（指针）一圈后，淘汰当前页，将调入页插入hand位置，hand前移1位，退化为FIFO** 
 *  **解决方法：定时清除R位**
 *  **再来一个扫描指针，且该指针移动速度快**
 *  **清除R位指针移动速度 > 用来选择淘汰页移动速度**

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**5.给进程分配多少页框**

*  **分配多：请求调页导致的内存高效利用就没用了**
 *  **分配少：系统出现****颠簸/抖动****（CPU利用率急剧下降的现象）**

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*  **Belady现象：对有的页面置换算法，页错误率可能会随着分配帧数增加而增加**
    
     *  **FIFO会产生Belady异常。**
     *  **栈式算法无Belady异常，LRU，LFU（最不经常使用），OPT都属于栈式算法**

**实际中，OS根据实际情况来调整页框数**

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**操作系统梳理：**

**swap in / swap out -----> 虚拟内存 -----> 段页内存管理 -----> 程序载入 -----> 进程（多进程图像）**

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