内存管理

分层存储器体系

存储管理器:操作系中管理分层存储器体系的部分,用来记录哪些内存正在使用,哪些内存空闲

无存储器抽象

IBM 360系统的不用交换运行多个程序,其通过对地址进行一个静态映射,来达到一个逻辑地址与物理地址的分离

只有一个进程下的内存组织方案

存储器抽象:地址空间

将物理地址直接暴露给进程,除非硬件能给予特殊的保护,否则进程可以任意对整个内存进行读写操作,不论有意无意,这是很危险的。另外一个问题就是这种抽象很难实现多道程序设计。

概念

所谓地址空间,就是一系列地址集合(内存地址0...内存地址n),而独立的地址空间则代表每个进程都有属于自己的地址空间,类似于编程语言中的命名空间,不同的命名空间下,可以有同名的标志符

运行多个程序互相不影响,需要解决两问题:

内存重定位可以通过两个寄存器来实现:

相当于划定一个物理内存范围,进程的内存就分配在此区域之内,并且操作系统对内存地址做一次重定位

交换技术

由于程序运行符合局部性原理,CPU 访问内存会有很明显的重复访问的倾向性。那对于那些没有被经常使用到的内存,可以把它换出到磁盘

把一个进程从磁盘完整调入内存,使该进程运行一段时间,再将其的内存写回磁盘

内存紧缩:将小空闲区合并成一大块

当频繁进行内存交换,内存就会之间就会出现空洞,就需要使用内存紧缩,确保能有较大的一片连续内存区域给后续内存分配

空闲内存管理

操作系统需要管理分配的动态内存

使用位图的存储管理

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通过一个bitmap的槽为0还是为1,代表某一块内存是否为空闲

当每一块内存单元越小,所需要的位图就需要越大,分配一整块大小为n连续的内存时,就需要搜索到连续出现了n个0的内存块

使用链表

通过将不连续的内存块用链表连接起来

使用链表的内存分配算法:

虚拟内存

地址空间被分为多块,每块称作 页被映射到物理内存,如果程序引用不存在的物理内存 由操作系统负责将缺失的部分装入物理内存

分页

当虚拟地址空间是比物理地址空间大时,当程序请求一个不存在物理地址的虚拟地址时,MMU通过缺页中断:当访问的页没有映射到物理内存中时,操作系统会将其他的页写到磁盘,将空出来的内存映射给当前的页,内存管理单元(MMU) 则是执行这个映射的服务

频繁的缺页中断会影响程序的执行效率

MMU将虚拟地址转为物理地址

假设程序对内存的使用有局部性,即实际使用的内存只是程序名义上使用内存的一小部分,使用虚拟内存就能远远获得高于真实物理内存的

页表

一个页表项对应着一个页

页表项的结构:

加速分页过程

分页系统需要考虑的2个问题:

TLB

转换检测缓冲区(TLB):小型硬件设备,本质就是个缓存,其可以通过并行的方式对虚拟地址进行查找,如果在缓冲区中命中,就直接返回,否则再去查找页表,是一种多级缓存架构

缓存存放了之前已经进行过地址转换的查询结果。这样,当同样的虚拟地址需要进行地址转换的时候,我们可以直接在 TLB 里面查询结果,而不需要多次访问内存来完成一次转换

和 TLB 的访问和交互,由 MMU 控制

软件TLB管理

内存寻址

CPU 要通过虚拟地址找到物理地址的几个步骤

  1. 确定页目录基址:每个 CPU 都有一个页目录基址寄存器,最高级页表的基地址就存在这个寄存器里。在 X86 上,这个寄存器是 CR3
  2. 定位页目录项(PDE):一个 32 位的虚拟地址可以拆成 10 位,10 位和 12 位三段,上一步找到的页目录表基址加上高 10 位的值乘以 4,就是页目录项的位置
  3. 定位页表项(PTE):用页表基址加上中间 10 位乘以 4 就可以得到页表项的地址
  4. 确定真实的物理地址:上一步 CPU 已经找到页表项了,这里存储着物理页的物理地址,只要对物理页的物理地址加上最后 12 位,就是真正所需要访问的

对于 64 位的机器,只使用了 48 位的虚拟地址,所以它需要使用 4 级页表

针对大内存的页表

多级页表

进行两次查找

多级页表

多级页表由于二级三级项在没被使用的时候可以不创建,且二级三级项甚至可以不存在内存中,所以可以减少内存的使用

倒排页表

需要使用TLB作为前置缓存,当TLB搜索不到,需要查找整个页表来找到所需的页表

为了避免对整个页表的搜索,可以使用对虚拟地址进行散列,使用散列值使用常数时间复杂度找到需要的页表

倒排页表

页面置换算法

主要目的:挑选出最不常使用的页面,本质就是缓存的淘汰

算法 注释
最优算法 不可实现,但可用作基准
NRU (最近未使用)算法 LRU的很粗糙的近似
FIFO (先进先出)算法 可能抛弃重要页面
第二次机会算法 比FIFO有较大的改善
时钟算法 现实的
LRU (最近最少使用)算法 很优秀,但很难实现
NFU (最不经常使用)算法 LRU的相对粗略的近似
老化算法 非常近似LRU的有效算法
工作集算法 实现起来开销很大
工作集时钟算法 好的有效算法

最优页面置换算法(OPT, Optimal replacement algorithm)

无法确定哪个页面未来最少被使用 ,该算法只是一种理论算法,无法实现

最近未使用(NRU)页面置换算法

随机淘汰最近一个时钟周期没有访问、没有修改的最老的页面

先进先出页面置换算法(FIFO, First In First Out)

选择换出的页面是最老的页面

第二次机会页面置换算法

淘汰掉一个进入时间最长,且最久未被使用的页面

时钟页面置换算法

使用一个指针指向最老的页面,当需要淘汰页面时,如果这个页面R标志位为0,则淘汰的就是这个页面

如果这个页面被修改过,则将R标志位设置为0,然后向前移动指针,直到找到一个R标志位0的页面,淘汰它

淘汰完页面,新的页面插入到被淘汰的这个位置

始终页面置换算法

最近最少使用(LRU)页面置换算法

在内存中维护一个所有页面的链表。当一个页面被访问时,将这个页面移到链表表头。这样就能保证链表表尾的页面是最近最久未访问的

另外一种实现方式则是对于每个页表项维护一个计数器,这个计数器会随着系统的运行时间增加而增加,要淘汰的时候就遍历整个链表,找到计数器最小的页表项

两种方式都可以配合哈希表可以实现 O(1) 时间复杂度的查找及删除,只是二者维护访问状态的方式不同,一种对应实现的数据结构就是LinkedHashMap

用软件模拟LRU

最不常使用(NFU) 会记住最近一段时间内各个时钟周期的访问情况

工作集页面置换算法

工作集:进程当前正在使用的页面集合 淘汰掉工作集中最少使用的页面

工作集时钟页面置换算法

屏幕截图 2022-04-26 220905

分页系统中的设计问题

局部分配策略与全局分配策略

缺页中断率(PFF):用来指出何时增加或减少分配给进程的页面,中断率越高的进程需要更多的页面,以避免内存颠簸

负载控制

当所有进程所需的内存总量超出了物理内存总量时,则需要交换一部分进程到磁盘中,避免大量的缺页中断带来的系统颠簸

页面大小

大页面带来的问题就是如果需要大量的小内存,则大页面里面就会需要内存碎片。

选择小页面的好处在于可以有效利用内存,但同时更小的页面意味着需要更多的页表。

现在常见的页面大小事4K和8K

分离的指令空间和数据空间

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使用独立的指令地址空间跟数据地址空间,不仅有了更大的寻址范围,并且也有助于页面共享

共享页面

如果地址空间分离实现共享页面就会非常简单 通过写时复制

这需要对页表项做改造,需要记录该页面是否被共享,因为一个页面可能被多个进程使用,一个进程关闭了,不能随意将其的所有页面回收掉

共享库

共享库很适合使用数据共享,系统中其他程序可以复用共享库,共享库的数据只需在内存中加载一份

但需要注意的是共享库必须使用位置无关代码:只使用相对偏移量的代码,这样不同的进程调用时才不会出现问题

内存映射文件

把文件当做成一个内存中的大字符数组

清除策略

使用分页守护进程定时淘汰页面

虚拟内存接口

通过开放接口,使得不同进程之间可以拥有同一份内存,甚至不同计算机之前分布式共享内存

有关实现的问题

与分页有关的工作

缺页中断处理

  1. 陷入内核,保存当前指令的一些状态信息
  2. 尝试发现所需要的虚拟页面
  3. 如果虚拟页面的地址非法或者受到保护,则结束掉进程,否则就置换页框或者淘汰页面来置换
  4. 如果选择的页框脏了,则将该页写回磁盘,挂起该进程,进行上下文切换,直至磁盘传输结束,再将该进程切换回来
  5. 否则操作系统从磁盘读取该页到内存
  6. 恢复当前指令的状态信息,继续执行进程

指令备份

由于指令是有状态,而且在执行缺页中断处理也会执行一些指令,这意味着需要记住指令的执行状态,一些CPU通过一个隐藏的寄存器来实现

锁定内存中的页面

后备存储

当需要将页面交换到磁盘时,静态的方式就是事前在交换区一一建立磁盘与页表的映射

动态的方式则是需要写到磁盘时,动态申请一块磁盘,需要在页表中记录磁盘的地址

整体架构设计

屏幕截图 2022-04-27 214029

分段

如果使用一个一维的地址空间,将这个空间分为不同的区域,随着程序运行数据增加,区域之间就会发生重叠,表碰撞:动态增长的表会导致覆盖的问题

分段存储管理

对于不同的段可以施加不同的限制,只读、不可执行

纯分段的实现

段页式

程序的地址空间划分成多个拥有独立地址空间的段,每个段上的地址空间划分成大小相同的页。这样既拥有分段系统的共享和保护,又拥有分页系统的虚拟内存功能

分段和分页结合:MULTICS

段(段号,段内地址(页号,偏移地址))

屏幕截图 2022-04-27 215044

分段和分页结合:Intel x86

LDT与GDT 线性地址(目录,页面,偏移量)

屏幕截图 2022-04-27 215221

分页与分段

对比 分页 分段
透明性 对程序员透明 需要程序员显示划分每个段
地址空间维度 一维地址 二维地址
大小可否改变 页大小不可改变 段大小可以动态改变
出现原因 分页用来实现虚拟内存,以获得更大的地址空间 分段是为了独立程序和数据并且有助于共享与保护