操作系统篇【内存管理】

操作系统会提供一种机制，将不同进程的虚拟地址和不同内存的物理地址映射起来

• 程序所使用的内存地址叫做虚拟地址
• 硬件里面的空间地址叫物理内存地址

MMU：CPU芯片中的内存管理单元

如何管理虚拟地址和物理地址之间的关系？ 

内存分段和内存分页

1.内存分段

分段机制下，通过段选择因子和段内偏移量

• 段选择因子就保存在段寄存器里面。段选择因子里面最重要的是段号，用作段表的索引。段表保存的是这个段的基地址、段的界限和特区等级等
• 虚拟地址的段内偏移量应该位于0和段界限之间

缺点：

• 会造成内存碎片（外部内存碎片）
• 内存交换的效率低 （解决外部内存的问题解释内存交换）

2.内存分页 

分页是把整个虚拟和物理内存空间切成一段段固定尺寸的大小

虚拟地址和物理地址之间通过页表来映射，如下图：

 如何解决内存分段的【外部内存碎片和内存交换效率低】的问题？

页与页之间是内存空间预先划分好的，页与页之间紧密相连，所以并不会出现外部内存碎片，但是会出现内部内存碎片（页的大小是固定的，即使不足一页大小也会分配一页）

当内存空间不够时，操作系统会把最近没使用的内存页释放掉，也就是暂时写在硬盘上，称为换出，一旦需要，再加载进来，称为换入

分页机制下，内存地址的转换：

• 把虚拟内存地址，切分成页号和偏移量
• 根据页号，从页表里面，查询对应的物理页号
• 直接拿物理页号，加上前面的偏移量，就得到了物理内存地址

内存分页（单页表）的缺点：

每一个进程都是有自己的虚拟地址空间的，也就是说都有自己的页表，进程过多的话，存储页表的内存也越多

为解决此问题我们使用多级页表和TLB：

多级页表：以二级页表为例，一级页表覆盖整个虚拟地址空间，如果某个一级页表的页表没有被利用到，也就不需要创建这个页表项对应的二级页表了，即可以在需要时才创建二级页表

TLB：多级页表解决了空间上的问题，但是虚拟地址到物理地址的转换就多了几道转换的工序，带来了时间上的开销。此时，我们将最常访问的几个页表项存储到访问速度更快的硬件，故有一个专门存放程序最常访问的页表项的Cache，称为TLB（页表缓存，转址旁路缓存，块表等）

CPU在寻址时，会先查找TLB，在查找常规的页表

3.段页式内存管理

• 先将程序划分为多个有逻辑意义的段，也就是分段机制
• 接着再把每个段划分为多个页，也就是分段划分出来的连续空间，再划分固定大小的页

4.Linux内存分布

Linux内存主要采用的是页式内存管理，但同时也不可避免地涉及了段机制。

Linux系统中的每个段都是从0地址开始的整个4GB虚拟空间（32位环境下），也就是所有的段的起始地址都是一样的。这意味着，Linux系统中的代码，包括操作系统本身的代码和应用程序代码，所面对的地址空间都是线性地址空间（虚拟地址），这种做法相当于屏蔽了处理器中的逻辑地址概念，段只被用于访问控制和内存保护。

这是一个初步版的，后面应该会写一个详细版，可能会把相关知识点串进去........