操作系统 - 内存管理

虚拟内存管理

虚拟内存和物理内存的映射方式

内存分段

内存分段会带来两个问题：

1. 内存碎片
2. 内存交换

内存碎片是因为多个分段不连续，分段间的空间无法被利用 要解决这个问题就需要使用磁盘的交换（Swap）空间 例如上图，当需要载入一个 200MB 的新程序时

1. 将 256MB 的程序先写入磁盘的 Swap 空间，然后重新载入内存
2. 使其紧靠 512MB 部分的内存
3. 这样就能将两个不足 200MB 大小的内存碎片，整合为一个足够支撑 200MB 程序的内存了 如果需要重新加载的程序内存比较大，写入磁盘、写回内存的性能开销比较大，内存分页就解决了这个问题

内存分页

• 内存分页将物理内存划分为多个页，linux 中每个页的大小是 4KB
• 通过内存中的页表，管理虚拟内存页和物理内存页的映射
• CPU 中的 内存管理单元（MMU） 负责通过页表，将虚拟内存地址转换为物理内存地址
• 当进程访问的虚拟内存地址在页表中不存在时，系统会产生一个 缺页异常、进入系统内核空间、分配物理内存地址、更新进程页表，回到用户空间后恢复程序运行

内存交换做出的优化

• 由于预先将内存分为多个页，每个页紧密排列，所以不存在 外部内存碎片问题 但是如果一个程序需要的内存小于一个页的大小，依旧会分配一个页给程序，就会导致 内部内存碎片问题
• 如果内存空间不够 操作系统会进行 换出（Swap Out） 操作：把「最近未被使用的」内存页释放，写入 Swap 分区； 后续需要的时候再进行 换入（Swap In） 操作：将 Swap 分区的数据重新加载回内存。
• 这样一次内存交换的只有一个或者几个页，相较于内存分段，内存交换的效率大幅提高 更进一步的，当加载一个程序时，在建立虚拟内存到物理内存的映射后，可以先不将完整的程序加载到物理内存，而是在程序运行中，需要用到虚拟内存页中的指令和数据时，再读取磁盘将其加载到物理内存中

单个页表的映射方式

• 虚拟地址包含页号，和页内偏移量
• 根据页号，通过页表找到目标物理页号
• 通过页内偏移量，定位目标内存地址

多级页表

每个页 4KB，在单个页表的情况下，要覆盖 4GB 以上的内存地址，页表需要有百万级数量的页表项，每个页表项占用 4B，这会导致页表本身就会有很高的内存占用 多级页表的情况下，以二级页表为例，一级页表覆盖完整的虚拟内存地址，如果一级页表中的一些页表项没有被用到，就可以不用创建二级页表，这样就能节省很大的页表内存占用

现代的 64 位系统内存很大，所以采用四级分页：

• 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）；

TLB

多级页表节省了页表的内存占用，但也提高了虚拟地址转换为物理地址的时间开销，于是引入 页表缓存（TLB, Translation Lookaside Buffer）, 也叫 转址旁路缓存，用于缓存最常用的几个页表项 TLB 是 CPU 内部，MMU 旁边的，一块高速小容量存储器

内存分配机制