操作系统的内存究竟是怎么一回事?

马哥Linux运维

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2024-04-11 03:09


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1 内存管理的概念

内存管理指操作系统对内存的划分和动态分配

地址空间:
逻辑地址空间:相对地址, 从0开始编址
物理地址空间:地址转换的最终地址

程序运行时:
编译:把源代码编译成目标模块
链接:把目标模块、库函数链接成1个装入模块
链接属于形成进程逻辑地址的过程

装入:
绝对装入:编译时就确定了装入地址
可重定位装入:根据内存情况, 把程序装到适当位置
运行时动态装入:运行前才真正把程序装起来(前面2个都是先分配,再装,再运行)

2 内存防溢出机制

即怎么防止内存越界

设置上下限寄存器:
存放内存中该进程的上下限地址
每次访问时,判断是否越界

重定位+界地址:
重定位寄存器——存放物理地址的最小地址
界地址寄存器——存放逻辑地址的最大值

先把访问地址(相对地址) 与界地址比较是否越界
再加到重定位寄存器上,作为物理地址

min + x, 且x <max, 这样保证地址在min到min+max之内

3 内存分配机制

3.1 连续分配内存

连续分配指 为用户程序分配的内存空间一定是连续的

3.1.1 单一连续:

内存分为系统区和用户区2个区
每次用户区只能放1个程序, 这样可确保不会越界

3.1.2 固定分区分配

用户区分成若干个大小的分区, 每个分区只能装一个作业。
程序如果大了会装不下
程序小了则有内存碎片

3.1.3 动态分区分配

程序装入内存时,按照所需大小动态生成1个分区。有多少碎片空间就给多少

可能会存在碎片, 比如中间的进程结束了, 于是中间就空出来一个内存碎片,而可能因为太小,其他进程帆布进来。

动态分配策略:

  • 首次适应:从上往下找第一个满足的分区——最简单也最好

  • 最佳适应:找一个大小差距最小的分区——最烂,碎片最多

  • 最坏适应:直接找最大的分区转入

  • 邻近适应:从上次查找位置开始找,而不是从第一个碎片位置开始找。——末尾碎片会很多

3.2 非连续内存分配

非连续指进程内存可以 分成不同地址存放,不一定全部集中在一起。

3.2.1 分页

把内存划分成固定大小的块, 进程以块为单位申请多个不同位置的块作为空间。

  • 页表:
    每个进程PCB中会有一个页面寄存器PRT, 告知页表的起始位置和起始长度
    找到页表后, 页面中会告知你所持有的页号和偏移。
    通过 页号 * 块大小 + 偏移, 可知道这段内存的起始位置。

进程每次想通过虚拟地址去定位物理地址时,都需要先去页表中找到虚拟地址对应的页,然后再得到物理地址。

  • 快表TBL(Translation Lookaside Buffer )):
    为了避免每次都取页表换算地址, 快表会缓存 虚拟地址->物理地址的直接映射,加快速度

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  • 多级页表
    地址空间超级大, 1页装不下怎么办?
    用多级
    一级页表指明二级页表的地址
    二级页表再去实际地址
    这样就可以有多页了。

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3.2.2 分段

分页的话, 页的长度是固定的, 所以偏移量的最大值是固定的

分段的话不限制偏移量最大值,即可以很长一段。

分段属于二维地址空间, 因为他除了给出逻辑地址,还得给出段长

有利于做动态链接:程序动态修改

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3.2.3 段页结合

作业先分成若干段, 再把段分页, 每个段可以找到一个也变

段号S 页号P 页内偏移

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Q: 遍历二维数组的时候, 行遍历优先和列遍历优先的效率差别, 为什么会这样

A: 按行遍历比按列遍历的效率高体现在这些方面:

  1. CPU高速缓存

  2. CPU缓存从内存中抓取一般都是整个数据块,所以它的物理内存是连续的,几乎都是同行不同列的,而如果内循环以列的方式进行遍历的话,将会使整个缓存块无法被利用,而不得不从内存中读取数据,而从内存读取速度是远远小于从缓存中读取数据的。随着数组元素越来越多,按列读取速度也会越来越慢。

4 虚拟内存

4.1 概念

虚拟地址可以让进程获得比实际内存要大的内存

特征:

  • 多次性——作业可分多次装入内存

  • 对换性——可在运行时对内存做兑换处理

  • 虚拟性——逻辑上可充分扩充容量

要求:

必须使用非连续分配方式——分页、分段、段页
硬件需要支持 页表、中断、地址变换机构

理论依据:

时间局部性—— 指令和数据总是会在一段时间内被连续访问
空间局部性——某单元被访问,那么他附件的单元也很大概率会被访问

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4.2 请求分页机制

再分页的基础上, 增加了2个功能:

请求调页——当页面不在内存中时,从外村申请调入
页面置换——把暂时不用的内存换出去,给其他需要进来的页腾出空间

页表项:
页号、物理块号
状态位P:是否已经调入内存
访问字段A:记录访问次数或者访问标记,用于置换策略判断
修改维 M:记录是否被修改过
外村地址——当页被换出去时,指明这个页在外存的何处

缺页中断机构:当页面不存在时, 负责产生缺页中断,进行页面置换操作。

缺页只能高端和系统中断不同, 属于指令中的操作,在执行期产生多次

地址变换机构:
1.先检索块表,如果能找到,则直接修改页表项的访问位。
2.块表中没有,则去 再检索内存中的页表,通过状态为P确认是否在内存中
如果不在,则产生缺页中断。

4.3 工作集概念

驻留集:指系统给每个进程分配的内存中实际页面集合
但是可能分配了10个, 却只有5个经常在用

工作集:某时间段内,这个进程访问和使用的页面集合

通过工作集, 系统可以评估这个驻留集是否需要做删减,以及哪些页应该持续保留。
这样可以减少抖动,即减少内外村之间频繁的交换页

4.4 页面置换算法

  • 最佳置换算法:
    选未来最长时间不会被用到的页
    这个要基于预测,比较难

  • 先进先出FIFO
    可能引发bleady异常:

较早调入的页往往是经常被访问的页,这些页在FIFO算法下被反复调入和调出,并且有Belady现象。所谓Belady现象是指:采用FIFO算法时,如果对一个进程未分配它所要求的全部页面,有时就会出现分配的页面数增多但缺页率反而提高的异常现象。

  • 最近最久未使用(LRU)
    选之前最长时间没访问的, 引入优先队列(最大堆)
    需要设置访问时间字段

  • 简单时钟clock(最近未使用NRU)
    每个页有个标记。
    刚换入内存或者被访问时,都会置1

如果需要换页时,步骤如下:

  1. 扫描围成换的页链表

  2. 如果标记为1,则改成0,继续往下扫

  3. 如果位0, 则替换,并让指针指向下一页。

改进的clock
把标记为改成 访问位u和修改维m

  • 1类(A =0, M = 0):表示该页面最近既未被访问,又未被修改,是最佳淘汰页。

  • 2类(A =0, M = 1):表示该页面最近未被访问,但已被修改,并不是很好的淘汰页。

  • 3类(A =1, M = 0):表示该页面最近已被访问,但未被修改,该页有可能再被访问。

  • 4类(A =1, M = 1):表示该页最近已被访问且被修改,该页可能再被访问。

  1. 先优先找u=0和m=0的页,有就直接替换

  2. 没有,则找 u = 0 且m=1的页( 没访问的最优先替换), 做替换

  3. 如果中间遇到U=1的, 则都会置0, 如果m=1的也会置0

  4. 如果一圈都没有,则下一圈肯定有01或者00的。

4.5 页面分配量策略

  • 固定分配,局部替换
    每个进程分配固定的物理块, 且只能自己的块之间做替换

  • 可变分配,全局替换
    缺页时,可以从全局队列的页替换

  • 可变分配,局部置换
    自己替换自己,但是不够的时候可以加块

分配来源:
对换区:频繁切换的区
文件区:补怎么会变动和修改的

链接:https://www.cnblogs.com/huaweiyun/p/16898931.html

(版权归原作者所有,侵删)


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