操作系统之内存管理

操作系统之内存管理

物理内存 VS 虚拟内存

物理内存

优点：

1. 速度快：RAM是CPU可直接访问的高速存储器，访问延迟远低于磁盘
2. 支持多任务运行：多进程在内存中切换迅速
3. 可被CPU直接寻址：CPU指令直接对物理地址操作（现代OS都是经过虚拟地址转换的）

缺点：

1. 容量有限成本高：RAM价格昂贵，不能无限扩展
2. 数据掉电丢失：断电后内容消失
3. 程序必须装入内存才能运行：无法直接运行其他存储介质上的程序

虚拟内存

操作系统为每个进程提供一个独立的、统一的、连续的地址空间，通过页表将虚拟地址映射到物理内存或磁盘。

优点：

1. 扩充有效内存容量：通过磁盘分页，程序不必全部装入内存
2. 每个进程拥有独立空间：安全隔离，避免相互访问内存
3. 简化编程模型：程序认为自己拥有完整的连续内存空间

缺点：

1. 速度比物理内存慢：页缺失需要从磁盘换页，速度远慢于RAM
2. 内核复杂性提高：需要管理页表、交换、高速缓存一致等
3. 可能引发抖动：频繁换页导致系统几乎停顿

引入虚拟内存就完全解决物理内存的限制了吗？

不完全解决，而是缓解和抽象

本质原因

虚拟内存通过按需加载和页面置换机制，使得：

• 程序不需要一次性放入内存
• 只有正在使用的部分放入内存
• 不活跃部分换到磁盘中

程序可用的地址空间 ≠ 物理内存大小

解决的问题

1. 内存不够放程序，通过分页 + 磁盘换出
2. 进程互相干扰，通过每个进程独立地址空间
3. 内存碎片，通过页式管理提供连续虚拟空间
4. 编程困难，屏蔽了物理内存细节

没有完全解决的问题

1. 磁盘比内存慢，缺页会严重影响性能
2. 物理内存依旧有限，虚拟内存越大，缺页越频繁
3. 并不是无限内存，一旦换页密集，性能崩溃

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虚拟地址要映射物理地址，需要操作系统提供 内存管理机制 。

常见的内存管理机制

早期单一连续分配

1. 只有一个进程运行
2. 程序整个装入内存
3. 无虚拟地址概念，直接映射

固定分区分配

物理内存被分成固定大小的分区，每个分区只能装一个进程

• 简单实现
• 内部碎片较多
• 多任务，但不灵活

动态分区分配

内存按需分配不同大小连续空间

典型算法：

1. First Fit（首次适配）：找第一个足够大的空间
2. Best Fit（最优适配）：找最小的足够大的空间
3. Worst Fit（最差适配）：找最大的空间

问题：外部碎片严重，需要紧缩

分页管理（Paging）【现代主流】

虚拟地址和物理地址都划成固定大小的页（Page）/页框（Frame）

• 解决外部碎片
• 页表实现地址映射
• 内存不连续

优点：

1. 内存利用率高
2. 支持虚拟内存，按需调页
3. 支持进程隔离

缺点：

1. 页表占空间
2. 多级页表复杂度高
3. TLB缓存命中影响性能

分段管理（Segmentation）

把内存按逻辑段划分（代码段/数据段/栈段）

• 地址 = 段号 + 段内偏移
• 每段大小可变

优点：

1. 符合程序逻辑
2. 保护性好

缺点：

1. 会产生碎片

段页式管理（Segmentation + Paging）

先按段划分，再对段内分页。结合了逻辑结构和无碎片的优点

按需分页（Demand Paging）

配合虚拟内存使用

1. 程序不用全部装入
2. 只装用到的页
3. 缺页中断触发换页机制

核心算法

1. FIFO（先进先出）
2. LRU（最近最少使用）
3. CLOCK / Second-Chance（实用近似LRU）

内存映射文件（Memory-mapped I/O / mmap）

把文件映射到虚拟内存空间

• 区别于 read/write
• 虚拟内存管理文件
• 常见于数据库、共享内存

什么是分页？

把虚拟地址和物理地址都切成固定大小的小块（页 Page / 页框 Frame），让进程不需要连续的物理内存，也不需要一次性全部装入内存。

分页的三条基本规定

1. 虚拟地址 = 页号 + 页内偏移：CPU访问内存先被拆分
2. 建立页表（Page Table）：记录每页虚拟到物理的映射
3. 硬件MMU + TLB协助：加速地址转换

虚拟地址是怎么变成物理地址的？

假设：

虚拟地址：32bit

页大小：4KB（2^12）

那么：

高20位：页号

低12位：页内偏移

虚拟地址 = 20bit + 12bit

然后：

CPU通过页号查找页表，找到对应的物理页框号

最后计算物理地址：

物理地址 = 物理页框号 + 偏移

举例：

页大小 = 4KB
虚拟地址 = 0x00105ABC

分解地址
4KB = 2^12 → 偏移 12 bit
页号 = 0x00105
偏移 = 0xABC

查页表
假设：虚拟页号 0x00105 → 映射到物理页框 0x00300

拼物理地址
物理地址 = 0x00300ABC = 0x00300 + 0xABC

出现的问题

如果每个进程都有一个页表，而虚拟空间4G，每页4KB就等于1048576个页。每项4B 转换成页表大小 就是 4MB。每个进程都有一份，太大了！

所以就出现了

1. 多级页表：减少页表占用内存
2. TLB：缓存页表加速
3. 反置页表：全局页表公用

引入的硬件：

1. MMU内存管理单元：负责虚拟地址到物理地址的转换，页表访问和触发缺页异常
2. TLB（快表）：页表缓存，加速映射，TLB未命中就查页表，页表未命中就缺页中断，从磁盘加载

缺页中断的过程：

1. CPU访问虚拟内存
2. MMU找不到页映射（先查TLB再查内存页表）
3. OS捕获异常
4. 从磁盘加载该页到RAM
5. 更新页表
6. 重新执行指令

什么是分段？

分段（Segmentation）是一种把程序的地址空间按逻辑功能划分的内存管理方式

程序运行时，会被划分成多个逻辑段（Segment），每个段长度不一样

段	含义
代码段（Text Segment）	存放程序指令（只读）
数据段（Data Segment）	已初始化的全局变量、静态变量
BSS 段	未初始化的全局/静态变量
堆段（Heap）	动态分配内存（malloc/new）
栈段（Stack）	函数调用、局部变量

这些段都是独立管理，独立保护的。分页是按照固定大小分，分段是按照逻辑意义分。

为什么需要分段？

分页解决了物理内存碎片与虚拟内存不足问题，但分页没有“逻辑意义”，只是切块。而程序本身有逻辑结构的。分段让内存管理更符合程序逻辑，并可以对每段设置不同权限。

优点：

1. 按逻辑划分：对应程序结构，方便保护与共享
2. 每段可以不同大小：没有内部碎片
3. 可权限控制：代码段不可写，栈自动增长
4. 支持共享：多个进程共享代码段

缺点：

1. 外部碎片：段大小不固定，使内存出现空洞
2. 分配复杂：需要找足够连续的块
3. 不利于虚拟内存扩展：分段不容易换入换出小块

因此操作系统逐渐以分页为主，分段为辅。

分段思想

虚拟地址 = 段号 + 段内偏移

CPU 访问内存时：

1. 取段号（Segment Selector）

2. 找该段的段表（Segment Table）

3. 获取该段的基址 + 限长（base + limit）

4. 物理地址 = 基址 + 偏移量

段表和页表的关系类比

分页	分段
页表（Page Table）	段表（Segment Table）
虚拟页号 + 偏移	段号 + 段内偏移
固定大小	不固定大小
物理页框号	段基址 Base
页大小固定	段长度 Limit

段式地址的计算公式

物理地址 = 段基址(Base) + 段内偏移(Offset)

分页：

物理地址 = 页框号(Frame) + 页内偏移

页表告诉：虚拟页 → 物理页框

段表告诉你：段号 → 段基址 Base

多级页表

为了解决页表过大，因此对页表进行了分页，又叫多级页表

核心思想：延迟分配页表，只在需要的虚拟页才建对应页表项

例子

假设 32 位虚拟地址，4KB 页：

虚拟地址：32 bit = [10 bit 一级页表 | 10 bit 二级页表 | 12 bit 页内偏移]

访问过程：

1. 取虚拟地址高 10 位 → 一级页表索引，一级页表存放二级页表的物理地址
2. 取中间 10 位 → 二级页表索引，二级页表存放实际物理页框号
3. 取低 12 位 → 页内偏移
4. 物理地址 = 页框号 + 页内偏移

TLB硬件加速

每次访问内存都需要多次查询页表（四级页表需要4次内存访问），性能开销巨大。

TLB是什么？

1. 位于CPU内部的高速缓存
2. 存储最近使用的虚拟地址到物理地址的映射
3. 典型容量：64-1024 项

工作流程

1. CPU生成虚拟地址
2. 首先查询TLB
   ├─ TLB命中：直接获取物理地址（几个时钟周期）
   └─ TLB未命中：通过页表查询（几十到几百个时钟周期）
3. 将新的映射加入TLB

TLB管理

• 进程切换时：需要刷新TLB（或使用ASID/PCID标识进程）
• 页表修改时：需要使TLB失效（通过 invlpg 指令）
• 命中率：通常可达 95-99%

页面置换算法

最优算法（OPT - Optimal）

原理：选择未来最长时间不会被访问的页面换出

• 优点：理论上缺页率最低，作为其他算法的性能基准
• 缺点：无法实现（需要预知未来的访问序列）
• 用途：仅用于理论研究和算法性能评估

先进先出（FIFO）

原理：选择最早进入内存的页面换出，维护一个队列

• 优点：

• • 实现简单，只需维护一个队列
  • 开销小

• 缺点：

• • 性能差，没有考虑页面使用频率
  • 可能换出经常使用的页面
  • 存在Belady异常

• 适用：很少单独使用，主要用于教学

最近最少使用（LRU - Least Recently Used）

原理：选择最长时间未被访问的页面换出（基于局部性原理）

• 优点：

• • 性能接近最优算法
  • 符合局部性原理，缺页率低
  • 无Belady异常

• 缺点：

• • 开销大：每次访问都需要更新时间戳或调整链表
  • 硬件支持复杂
  • 完整实现成本高

• 适用：理论性能好，但实际很少严格实现

时钟算法（Clock / 二次机会算法）

原理：LRU的近似实现，使用访问位（Access Bit），页面组织成环形链表

• 优点：

• • 比LRU开销小很多
  • 性能接近LRU
  • 实现简单，只需一个访问位
  • 无Belady异常

• 缺点：

• • 不如LRU精确
  • 最坏情况下需要扫描两遍

• 适用：实际操作系统最常用的算法

改进的时钟算法（Enhanced Clock）

原理：使用访问位（A）和修改位（D）两个标志位

• 优点：

• • 优先换出干净页（无需写回磁盘，更快）
  • 减少磁盘I/O
  • 性能优于基本时钟算法

• 缺点：

• • 比基本时钟算法稍复杂
  • 最坏情况需要4轮扫描

• 适用：实际系统中广泛使用

最不常用（LFU）

原理：选择访问次数最少的页面换出

• 优点：

• • 考虑了访问频率
  • 对某些访问模式效果好

• 缺点：

• • 早期访问的页面计数器高，即使后来不用也难以换出
  • 需要维护计数器，开销大
  • 性能通常不如LRU

• 适用：很少使用，缓存系统中偶尔使用

最近未使用（NRU）

原理：使用访问位（R）和修改位（M），将页面分为4类

类0: (R=0, M=0) - 最近未访问，未修改
类1: (R=0, M=1) - 最近未访问，已修改
类2: (R=1, M=0) - 最近访问，未修改
类3: (R=1, M=1) - 最近访问，已修改

策略：

• 从编号最小的非空类中随机选择一个页面换出
• 定期清除访问位（如每次时钟中断）

优缺点：

• 优点：

• • 实现简单，开销小
  • 性能接近时钟算法

• 缺点：

• • 精度不如LRU
  • 同类中随机选择，可能不够优化

• 适用：一些简单的操作系统

性能对比：

缺页率

OPT < LRU ≈ Clock ≈ Enhanced Clock < NRU < LFU < FIFO

实现复杂度

FIFO < NRU < Clock < Enhanced Clock < LFU < LRU < OPT(不可实现)

分页和分段管理中内存碎片问题

内存碎片种类

内部碎片：已经分配给进程但无法使用的内存空间。

外部碎片：系统中未分配的内存，但由于不连续而无法满足分配请求。

分页管理中的碎片问题

只有内部碎片，产生原因：

• 页的大小固定（如4KB）
• 进程最后一页通常不会刚好用满
• 虚拟地址连续，但物理地址可以不连续

为什么没有外部碎片：任何空闲页框都可以分配给任何进程，不需要连续的物理空间。

分段管理中的碎片问题

主要是外部碎片，产生的原因：

• 段的大小不固定（根据逻辑单元决定）
• 需要连续的物理空间
• 频繁分配和释放导致内存"碎片化"

解决方案

分页中解决内部碎片：

1. 减少页面大小
2. 可变页大小（大页支持）
3. 接受内部碎片

分段中解决外部碎片：

1. 内存紧凑
2. 分配策略优化
3. 分段+分页（段页式管理）

进程复制内存优化：写时复制（Copy - on Write）

传统直接复制方式

过程：

1. 分配与父进程相同大小的物理内存
2. 复制父进程的所有内存内容到子进程
3. 复制页表
4. 更新子进程的页表指向新的物理页

问题：

1. 时间开销大
2. 内存开销翻倍

写时复制（COW）

核心思想：不立即复制，而是共享内存，只有在写入时才真正复制。