1.什么是内存?内存是用于存放数据的硬件。程序执行前需要先放到内存中才能被CPU处理2.思考：在多道程序环境下，系统中会有多个程序并发执行，也就是说会有多个程序的数据需要同时放在内存中，那么如何区分各个程序的数据是放在什么位置呢？方案：给内存的存储单元编制（见下表）地址内存0“小房间”1“小房间”……内存中有一个一个的“小房间”，每个小房间就是一个“存储单元”。内存地址从0开始，每个地址对应一个存储单元如果计算机按字节编址则每个存储单元大小为1字节即1B也就是8bit如果字长为16位的计算机按字编址则每个存储单元大小为1个字，即2B也就是16bit1KB=210B1MB=220B1GB=230B3.例题：一台手机有4GB内存那么地址长度应该是多少?4GB也就是指该内存可以存放4*230B如果按字节编址的话，就要232个小房间，即232个存储单元，地址长度即需要多少个二进制位来表示这些存储单元，显然需要32个二进制位，故长度为324.补充知识：实际在生成机器指令的时候并不知道该数据会放在什么位置，所以编译生成的指令一般是逻辑地址。编译时产生的指令只关心“相对地址”（即逻辑地址）而实际放入内存时再想办法得到“绝对地址”（即物理地址）程序在系统中运行需要经过以下步骤步骤编译：由源代码程序生成目标模块链接：由目标模块形成装入模块此时拥有完整的逻辑地址装入：将装入模块由装入程序装入内存后形成物理地址注意：编译后形成的是目标模块，而链接后形成的是装入模块，装入模块拥有完整的逻辑地址程序装入1>绝对装入方式：仅适用于单道程序，因为必须要知道程序应该放在内存的什么位置。用户编译后就将产生物理地址。缺点：不适用于多道程序2>可重定位装入方式（静态重定位）：在一个作业装入内存时将逻辑地址变为物理地址，必须分配其要求的全部内存空间，如果没有足够内存就不能装入该作业。作业一旦被装入在运行期间就不能在移动，也不能申请内存空间。3>动态运行时装入（动态重定位）：作业装入内存后其地址仍为逻辑地址，只有程序运行时才将逻辑地址转为物理地址，这种方式允许程序在运行中发生移动，需要重定位寄存器的支持程序链接1>静态链接：转入前链接为一个完整模块2>装入时动态链接：运行前边装入边链接3>运行时动态链接：运行时需要目标模块才装入并链接1.连续分配：指用户进程分配的必修是连续的内存空间2.连续分配方式有：单一连续分配，固定分区分配，动态分区分配3.外部碎片：是指内存中由于某些空闲分区太小而难以利用4.内部碎片：指分配给某些进程的区域，有些部分没有用上..1>单一连续分配:内存被分为系统区和用户区,只让一道程序放入用户区，即内存中只能有一道程序优点:实现简单无外部碎片，可以采用覆盖技术扩充内存。缺点：会产生内部碎片，只能用于单任务单用户系统2>固定分区分配：系统提前将用户区分为若干个空闲分区，每个分区只装入一道作业，优点：实现简单，无外部碎片 。缺点：a.存在内部碎片 b.当程序太大时，可能所有的分区都不能满足需求。3>动态分区分配：又称可变分区分配。不会预先划分内存分区，而是根据作业动态分配分区，作业为多大就分配多大内存。优点：无内部碎片，灵活性强。缺点：存在外部碎片（可以通过紧凑技术来解决）。4>空闲分区回收:只要有空闲分区相邻则将空闲表中的空闲分区合并。如果某个即将回收分区前后都有空闲分区，则将三者合并，对应的空闲分区表项将减一。5>动态分区分配算法首次适应算法:空闲分区表按首址递增方式排列，每次从头开始找到合适的分区。(缺点：每次都从头开始找，开销有点大)最佳适应算法：空闲分区表按分区容量递增的方式排列，每次选择最合适的分区分配给内存（缺点：会出现大量的外部碎片），每次分配完后空闲分区表要按容量递增方式重新排列最坏适应算法：空闲分区表按容量递减方式排列（优点：产生碎片可能性最小。缺点：会没有大分区可用）==每次分配完后空闲分区表按容量递减方式重新排列循环首次适应算法：空闲分区表按首址递增方式排列，每次从上一次分配的空闲分区的下一个开始查找（优点：减少了查找开销。缺点：高地址部分无大分区可用）1.补充知识:内存空间的扩充有三种方法，分别为覆盖技术，对换技术，虚拟技术。2.覆盖技术VS对换技术：覆盖技术在同一进程中进行。而交换技术在不同作业或进程之间进行3.对换技术思想：内存空间紧张时，系统将内存中占时用不到的进程换出外存，把外存中某些已具备运行条件的进程换入内存（中级调度）4.一般将磁盘（外存）分为对换区和文件区，文件区是离散分配方式为了追求内存利用率，而对换区采用连续分配方式为了追求更快速的换入换出。故对换区读/写速度快而文件区读/写速度慢5.进程换出内存时，PCB是常驻内存，不会被换出外存1.离散方式：为用户进程分配的是一些离散的内存空间2.离散分配方式有：分页存储管理方式，分段存储管理方式，段页式存储管理方式分页存储管理方式概念：将内存空间分为一个个大小相等的分区（比如：每个分区4KB），每个分区就是一个页框或称物理块或内存块或页帧，每个页框都有编号并且从0开始。同时将用户进程的地址空间也分为与页框相等的区域，称为页或页面，页号也从0开始编号。特点：页式管理的地址空间是一维的即只需要给出逻辑地址1>地址结构：页号P偏移量W注意：如果有K位表示“页内偏移量”，则说明页面大小为2k个内存单元，如果有M位表示页号，说明在该系统中一个进程最多允许有2M个页面2>根据逻辑地址A求页号和偏移量假设页面大小为L页号P=[A/L] … 页内偏移量W=A%L对于计算机来说，直接用二进制表示逻辑地址，如果页面大小L=2k则末尾K位为偏移量，其余部分为页号比如计算机内存4GB，按字节编址，页面大小1024B 逻辑地址20494GB=232B即需要32个二进制位来表示这些存储单元计算机二进制表示00000000000000000010000000000001页号为2，偏移量是13>实现地址转换：要算出逻辑地址对应的页号和偏移量要知道页号对应页面在内存中的起始地址物理地址=起始地址+偏移量4>页表：为保证进程的每个页面能找到对应的物理块，系统为每个进程分配了一张页表，页表都是连续存放在内存中的。页号对应的页表项=页表始址+页号*页表项长度。即可找到对应页表项，取出内存块号。Eg:假设某系统物理内存是4GB，页面大小4KB。该内存总共被分为232/212=220个页面，给内存块编号就是0-220-1，故至少需要20个二进制位表示这么多个内存块号，因此至少需要3B，也就是每个页表项长度为3B.5>基本地址变换机构设页面大小为L,逻辑地址A到物理地址的变换过程如下:计算页号P和偏移量W比较页号P和页表长度M，如果P>=M则越界否则继续执行页表中页号P对应的页表项地址=页号*页表项长度+页表始址，取出内容b即为内存块号（注意区分页表项长度、页表长度、页面大小。页表长度指页表中总共有多少项，而页表项长度指每个页表项占多大存储空间，而页面大小指的是一个页面占多大存储空间）计算E=b*L+W,用得到的物理地址去访存整个过程需要两次访存，第一次查页表，第二次通过物理地址访存。接下来引入快表机制具有快表机制的地址变换机构通过逻辑地址计算得到页号和偏移量通过页号查询快表，若快表命中可直接得到物理块号进而得到物理地址，此时只需要一次访存。如果没有命中，则需要访问内存中的页表找到对应的页表项并将其复制在快表中，接着求出物理地址访存。若快表没命中需要两次访存多级页表机制为啥引入多级页表？在单级页表中，设逻辑地址占32位，页表项长度4B，页面大小4kB,即页内偏移量占12位，页号占20位，假设一个进程最多可以有220个页面，即220个页表项，220*4=222B,需要222/212=210个页面，显然对于页表项要连续存放是极大的不方便，为了解决这个问题，采用多级页表机制。二级页表地址变换过程按照地址结构将逻辑地址拆分为三部分从PCB中读出页目录表始址，再根据一级页号查页目录表，找到下一级页表存放在内存中的位置根据二级页号查表，找到最终想访问的内存块号结合页内偏移量得到最终的物理地址1.注意若采用多级页表机制，则各级页表的大小不能超过一个页面页表大小=页表长度*页表项长度eg:假设采用40位逻辑地址，页面大小为4KB,页表项大小为4B,假设采用纯页式存储，则采用(3)级页表，页内偏移量（12）位页面大小为4KB=212,故页内偏移量占12位，每个页面可以放4KB/4B=210个页表项，每级页号应该占10位，(40-12)/10向上取整为32.总结求页表级数问题step1:确定逻辑地址总位数，页内偏移量位数，从而确定页号总位数。step2:确定每个页面可以存放多少个页表项,从而确定每级页号数step3:页号总数/每级页号数 （向上取整）即为级数3.对于二级页表的访存次数第一次访存访问内存中页目录表第二次访存访问内存中二级页表第三次访存访问目标内存单元基本分段存储管理1.分段存储管理方式的优点方便编程信息共享信息保护动态增长动态链接2.分段的地址结构段号段内地址段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少eg：若系统是按字节寻址的，用32位逻辑编址，段号占16位，因此段内地址占16位，那么每个进程最多有216=64K个段，每个段的最大长度是2163.段表段表中每个段表项记录了该段的起始地址和段的长度各个段表项长度相等，若段表存放的起始地址为M,段表项长度为l,则K号段对应的段表项存放在M+K*l4.地址变换机构根据逻辑地址得到段号S和段内地址W根据段号S与段表长度M比较，若S>=M则越界否则继续执行在段表寄存器中取出段表始址F,查询段表，段表项存放在地址为F+S*段表项长度中，得到段长C和基址B检查段内地址W(这是段式存储与页式存储的区别)，若W>=C则越界否则继续执行B+W即为访存地址分段和分页的主要区别分段比分页更容易实现信息的共享和保护页是信息的物理单位，段是信息的逻辑单位页的大小是固定且由系统决定的，段的长度不固定由用户编程决定分页的用户程序地址空间是一维的（只需给出逻辑地址）而分段管理地址空间是二维的（需要段名以及段内地址）分页会产生内部碎片不会有外部碎片，而分段会有外部碎片不会有内部碎片段页式存储管理方式1.基本原理分段和分页的原理的结合，即先将用户程序分成若干个段，再把每个段分成若干个页，并为每个段赋予一个段名。注意：段页式管理的地址空间是二维的（段号和段内地址）2.段页式管理的地址结构段号段内页号页内地址段号的位数决定了每个进程最多可以分为多少个段页号位数决定了每个段最大有多少页页内偏移量决定了页面大小每个段对应一个段表项，每个段表项由段号、页表长度、页表始址组成。3.地址变换机构由逻辑地址得到段号，段内页号，页内偏移量段号与段表寄存器中的段长度比较，检查是否越界由段表始址、段号找到对应段表根据段表中记录的页表长度，检查页号是否越界由段表中的页表始址、页号得到对应页表项根据页表项中的内存块号计算物理地址访问内存1.虚拟存储器是基于局部性原理2.虚拟内存的最大容量是由计算机的地址结构（CPU寻址范围）确定的3.虚拟内存的实际容量=min(内存和外存容量之和，CPU寻址范围)4.虚拟存储器的实现是建立在离散分配存储管理的基础上5.请求分页系统请求分页系统是在分页系统的基础上增加请求调页功能和页面置换功能所形成的页式虚拟存储系统6.请求页表机制状态位:它用于指示该页是否调入内存访问字段：用于记录本页在一段时间内被访问次数或访问时间修改位：标识该页在调入内存后是否被修改过外存地址：用于指出该页在外存上的地址7.缺页中断机制在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存时，便产生一缺页中断，请求OS将所缺之页调入内存。注意：一条指令在执行期间可能产生多次缺页中断。8.地址变换机构（与基本分页的不同）：找到页表项是需要检查页面是否在内存中若页面不在内存中，需要请求调页若内存空间不够需要换出页面页面调入内存后需要修改相应页表项与快表项9.驻留集指请求分页存储管理中给进程分配的物理块的集合10.内存分配策略局部置换：发生缺页时只能选择自己的物理块进行置换全局置换：可以将操作系统保留的空闲物理块分配给缺页进程，也可将别的进程持有的物理块置换到外存在分配给缺页进程（会使进程的物理块数改变）固定分配：进程的物理块数不会发生改变可变分配：进程的物理块数可以发生改变全局置换必然会改变物理块数，故不存在固定分配全局置换只有：固定分配局部置换，可变分配局部置换，可变分配全局置换页面置换算法最佳置换算法Optimal（理想化算法，难以实现）：选择在最长时间内不会再被访问的页面。先进写出页面置换算法（FIFO）:淘汰最先进入内存的页面，即选择在内存中驻留时间最久了（会产生Belady异常（增加物理块数后缺页率不减反增））LRU:选择最近最久未使用的算法进行置换Clock置换算法：每个页面被访问后，页表的访问位置为；每次扫描后若访问位为1则变为0，访问位为0则淘汰。这总算法最多会经过两轮扫描改进型Clock置换算法：第一优先级：最近没访问且没修改的页面第二优先级：最近没访问但修改过的页面第三优先级：最近访问过但没修改过的页面第四优先级：最近访问过且修改过的页面因此改进型时钟置换算法最多会进行4次扫描抖动概念：刚刚换出的页面马上换入内存，刚刚换入的页面又马上换出外存，这种频繁的页面调度的行为称为抖动。产生抖动的主要原因是进程频繁访问的页面数目高于可用的物理块数。（分配给进程的物理块数不够）

内存基础知识什么是内存？最直观的，我们买手机，电脑，内存条，都会标明内存是多大，例如途中的8G，16G，128G都指的内存大小，另外支持国货，支持华为。我们应该都听说过 RAM 存储器，它是一种半导体存储器件。RAM 是英文单词 Random 的缩写，即“随机”的意思。所以 RAM 存储器也称为“随机存储器”。那么 RAM 存储器和内存有什么关系呢？内存就是许多 RAM 存储器的集合，就是将许多 RAM 存储器集成在一起的电路板。RAM 存储器的优点是存取速度快、读写方便，所以内存的速度当然也就快了。有何作用？操作系统发展历史稍微了解操作系统历史的人，都知道没有操作系统的裸机->一次只能运行一个程序的单道批处理系统->多道批处理系统->分时系统这个发展历程。裸机时代主要是人工操作，程序员将对应用程序和数据的已穿孔的纸带（或卡片）装入输入机，然后启动输入机把程序和数据输入计算机内存，接着通过控制台开关启动程序针对数据运行；计算完毕，打印机输出计算结果；用户取走结果并卸下纸带（或卡片）后，才让下一个用户上机。人机矛盾：手工操作的慢速度和计算机的高速度之间形成了尖锐矛盾，手工操作方式已严重损害了系统资源的利用率（使资源利用率降为百分之几，甚至更低），不能容忍。唯一的解决办法：只有摆脱人的手工操作，实现作业的自动过渡。这样就出现了成批处理。单道批处理系统特点是一次只能运行一个进程，只有运行完毕后才能将下一个进程加载到内存里面，所以进程的数据都是直接放在物理内存上的，因此CPU是直接操作内存的物理地址，这个时候不存在虚拟逻辑地址，因为一次只能运行一个程序。矛盾：每次主机内存中仅存放一道作业，每当它运行期间发出输入/输出（I/O）请求后，高速的CPU便处于等待低速的I/O完成状态，致使CPU空闲。多道批处理系统到后来发展出了多道程序系统，它要求在计算机中存在着多个进程，处理器需要在多个进程间进行切换，当一道程序因I/O请求而暂停运行时，CPU便立即转去运行另一道程序。问题来了，这么多进程，内存不够用怎么办，各个进程同时运行时内存地址互相覆盖怎么办？这时候就出现问题了，链接器在链接一个可执行文件的时候，总是默认程序的起始地址为0x0，但物理内存上只有一个0x0的地址呀？也许你会说:”没关系，我们可以在程序装入内存的时候再次动态改变它的地址.”好吧我忍了。但如果我的物理内存大小只有1G,而现在某一个程序需要超过1G的空间怎么办呢？你还能用刚才那句话解释吗？操作系统的发展，包括后面的分时系统，其实都是在解决协调各个环节速度不匹配的矛盾。CPU比磁盘速度快太多存储器层次之间的作用和关联为金字塔形状，CPU不可以直接操控磁盘，是通过操控内存来进行工作的，因为磁盘的速度远远小于CPU的速度，跟不上，需要中间的内存层进行缓冲。内存速度比硬盘速度快的原理: 内存的速度之所以比硬盘的速度快（不是快一点，而是快很多），是因为它们的存储原理和读取方式不一样。硬盘是机械结构，通过磁头的转动读取数据。一般情况下台式机的硬盘为每分钟 7200 转，而笔记本的硬盘为每分钟 5400 转。而内存是没有机械结构的，内存是通过电存取数据的。内存通过电存取数据，本质上就是因为 RAM 存储器是通过电存储数据的。但也正因为它们是通过电存储数据的，所以一旦断电数据就都丢失了。因此内存只是供数据暂时逗留的空间，而硬盘是永久的，断电后数据也不会消失。小结：程序执行前需要先放到内存中才能被CPU处理，因此内存的主要作用就是缓和CPU与硬盘之间的速度矛盾。相关视频推荐90分钟了解Linux内存架构，numa的优势，slab的实现，vmalloc的原理linux内存管理问题-如何理出自己的思路出来，开发与面试双丰收学习地址：C/C++Linux服务器开发/后台架构师需要C/C++ Linux服务器架构师学习资料加qun812855908获取（资料包括C/C++，Linux，golang技术，Nginx，ZeroMQ，MySQL，Redis，fastdfs，MongoDB，ZK，流媒体，CDN，P2P，K8S，Docker，TCP/IP，协程，DPDK，ffmpeg等），免费分享程序运行过程在多道程序环境下，系统中会有多个程序并发执行，也就是说会有多个程序的数据需要同时放到内存中。那么，如何区分各个程序的数据是放在什么地方的呢?方案: 给内存的存储单元编地址。程序运行过程如下：编译: 把高级语言翻译为机器语言；链接: 由链接程序将编译后形成的一组目标模块，以及所需库函数链接在一起，形成一个完整的装入模块；装入(装载): 由装入程序将装入模块装入内存运行；三种链接方式静态链接 在程序运行之前，先将各目标模块及它们所需的库函数链接成一个完整的可执行文件(装入模块)，即得到完整的逻辑地址，之后不再拆开。装入时动态链接 运行前边装入边链接的链接方式。运行时动态链接 运行时该目标模块时，才对它进行链接，用不到的模块不需要装入内存。其优点是便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享。可以看到运行时动态链接，不需要一次性将模块全部装入内存，可以等到运行时需要的时候再动态的连接进去，这样一来就就提供了内存不够用的问题的解决思路，还可以这样，用到了再链接进去。三种装入方式1.绝对装入编译或汇编时得到绝对地址，即内存物理地址，直接存到对应的物理地址。单道处理系统就是直接操作物理地址，因此绝对装入只适用于单道程序环境。静态重定位装入又称可重定位装入，这里引入逻辑地址，装入时将逻辑地址重定位转化为物理地址，多道批处理系统的使用方式。静态重定位的特点是在一个作业装入内存时，必须分配其要求的全部内存空间，如果没有足够的内存，就不能装入该作业。作业一旦进入内存后，在运行期间就不能再移动，也不能再申请内存空间。动态重定位装入又称动态运行时装入，运行时将逻辑地址重定位转化为物理地址，这种方式需要一个重定位寄存器的支持，当然现代操作系统使用的都是这种。逻辑地址都是从0开始的，假设装入的起始物理地址为100，动态重定位装入如下图：内存管理的职责内存管理的职责-内存空间的分配与回收-连续分配管理方式连续分配方式在单一连续分配方式中，内存被分为系统区和用户区。系统区通常位于内存的低地址部分，用于存放操作系统相关数据;用户区用于存放用户进程相关数据。内存中只能有一道用户程序，用户程序独占整个用户区空间。优点:实现简单;无外部碎片;缺点:只能用于单用户、单任务的操作系统中;有内部碎片;存储器利用率极低。固定分区分配将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区，在每个分区中只装入一道作业，这样就形成了最早的、最简单的一种可运行多道程序的内存管理方式。操作系统需要建立一个数据结构——分区说明表，来实现各个分区的分配与回收。每个表项对应一个分区，通常按分区大小排列。每个表项包括对应分区的 大小、起始地址、状态(是否已分配)，如下图。当某用户程序要装入内存时，由操作系统内核程序根据用户程序大小检索该表，从中找到一个能满足大小的、未分配的分区，将之分配给该程序，然后修改状态为“已分配”。优点: 实现简单，无外部碎片。缺点: 会产生内部碎片，内存利用率低。动态分区分配动态分区分配又称为可变分区分配。这种分配方式不会预先划分内存分区，而是在进程装入内存时， 根据进程的大小动态地建立分区，并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统分区的大小和数 目是可变的。(eg:假设某计算机内存大小为 64MB，系统区 8MB，用户区共 56 MB...)产生三个问题：系统要用什么样的数据结构记录内 存的使用情况?当很多个空闲分区都能满足需求时， 应该选择哪个分区进行分配?如何进行分区的分配与回收操作?动态分区分配又称为可变分区分配。这种分配方式不会预先划分内存分区，而是在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区，并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统分区的大小和数目是可变的。缺点：动态分区分配没有内部碎片，但是有外部碎片。内部碎片:分配给某进程的内存区域中，有些部分没有用上。外部碎片:是指内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用。如果内存中空闲空间的总和本来可以满足某进程的要求， 但由于进程需要的是一整块连续的内存空间，因此这些 “碎片”不能满足进程的需求。 可以通过紧凑(拼凑，Compaction)技术来解决外部碎片。动态分区分配算法首次适应算法: 每次都从低地址开始查找，找到第一个能满足大小的空闲分区。最佳适应算法：由于动态分区分配是一种连续分配方式，为各进程分配的空间必须是连续的一整片区域。因此为了保证当“大进程”到来时能有连续的大片空间，可以尽可能多地留下大片的空闲区，即，优先使用更小的空闲区最坏适应算法：为了解决最佳适应算法的问题——即留下太多难以利用的小碎片，可以在每次分配时 优先使用最大的连续空闲区，这样分配后剩余的空闲区就不会太小，更方便使用。邻近适应算法：首次适应算法每次都从链头开始查找的。这可能会导致低地址部分出现很多小的空闲分区，而每次分配查找时，都要经过这些分区，因此也增加了查找的开销。如果每次都从上次查找结束的位置开始检索，就能解决上述问题。内存管理的职责-内存空间的分配与回收-非连续分配管理方式连续分配:为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间。非连续分配:为用户进程分配的可以是一些分散的内存空间。分页-什么是基本分页存储将内存空间分为一个个大小相等的分区(比如:每个分区 4KB)，每个分区就是一个“页框”(页框=页帧=内存块=物理块=物理页面)。每个页框有一个编号，即“页框号”(页框号=页帧号=内存块号=物理块号=物理页号)，页框号从0开始。将进程的逻辑地址空间也分为与页框大小相等的一个个部分，每个部分称为一个“页”或“页面” 。每个页面也有一个编号，即“页号”，页号也是从0开始。操作系统以页框为单位为各个进程分配内存空间。进程的每个页面分别放入一个页框中。也就是说，进程的页面与内存的页框有一一对应的关系。各个页面不必连续存放，可以放到不相邻的各个页框中。注: 进程的最后一个页面可能没有一个页框那么大。也就是 16K-1 内存，分页存储有可能产生内部碎片，因此页框不能太大，否则可能产生过大的内部碎片造成浪费。分页-页表为了能知道进程的每个页面在内存中存放的位置，操作系统要为每个进程建立一张页表，页表通常存在PCB(进程控制块)中。分页-分页之后的地址转换页号 = 逻辑地址 / 页面长度 (取除法的整数部分)页内偏移量 = 逻辑地址 % 页面长度(取除法的余数部分)基本地址变换：基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。 通常会在系统中设置一个页表寄存器(PTR)，存放页表在内存中的起始地址F 和页表长度M。 进程未执行时，页表的始址 和 页表长度 放在进程控制块(PCB)中，当进程被调度时，操作系 统内核会把它们放到页表寄存器中。引入快表地址变换：快表，又称联想寄存器(TLB， translation lookaside buffer )，是一种访问速度比内存快很多的高速缓存(TLB不是内存!)，用来存放最近访问的页表项的副本，可以加速地址变换的速度。与此对应，内存中的页表常称为慢表。注：TLB 和 普通 Cache 的区别——TLB 中只有页表项的副本，而普通 Cache 中可能会有其他各种数据的副本快表快多少？例:某系统使用基本分页存储管理，并采用了具有快表的地址变换机构。访问一次快表耗时 1us，访问一次内存耗时 100us。若快表的命中率为 90%，那么访问一个逻辑地址的平均耗时是多少?(1+100) * 0.9 + (1+100+100) * 0.1 = 111 us 有的系统支持快表和慢表同时查找，如果是这样，平均耗时应该是 (1+100) * 0.9 + (100+100) * 0.1 = 110.9 us若未采用快表机制，则访问一个逻辑地址需要 100+100 = 200us 显然，引入快表机制后，访问一个逻辑地址的速度快多了。分页-两级页表单级页表的问题：问题一: 根据页号查询页表的方法:K 号页对应的页表项存放位置 = 页表始址 + K * 4 ，页表必须连续存放，因此当页表很大时，需要占用很多个连续的页框；问题二:没有必要让整个页表常驻内存，因为进程在一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面。解决办法：把页表再分页并离散存储，然后再建立一张页表记录页表各个部分的存放位置，称为页目录表，或称外层页表，或称顶层页表。分页-多级页表感兴趣的看看多级页表分页方式。分段-什么是分段进程的地址空间:按照程序自身的逻辑关系划分为若干个段，每个段都有一个段名(在低级语言 中，程序员使用段名来编程)，每段从0开始编址。内存分配规则: 以段为单位进行分配，每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻。分段-段表分段-地址转换分段 VS 分页1.1 页是信息的物理单位。分页的主要目的是为了实现离散分配，提高内存利用率。分页仅仅是系统管理上的需要，完全是系统行为，对用户是不可见的。1.2 段是信息的逻辑单位。分段的主要目的是更好地满足用户需求。一个段通常包含着一组属于一个逻辑模块的信息。2.1 分段对用户是可见的，用户编程时需要显式地给出段名。2.2 页的大小固定且由系统决定。段的长度却不固定，决定于用户编写的程序。3.1 分页的用户进程地址空间是一维的，程序员只需给出一个记忆符即可表示一个地址。3.2 分段的用户进程地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既要给出段名，也要给出段内地址。4.1 分段比分页更容易实现信息的共享和保护。 不能被修改的代码称为纯代码或可重入代码(不属于临界资源)，这样的代码是可以共享的。可修改的代码是不能共享的(比如，有一个代码段中有很多变量，各进程并发地同时访问可能造成数据不一致)分段小结与“分页”最大的区别就 是——离散分配时所分配地址空间的基本单位不同。段页式分段和分页的优缺点：段页式-什么是段页式每个段对应一个段表项，每个段表项由段号、页表长度、页表存放块号(页表起始 地址)组成。每个段表项长度相等，段号是隐含的。内存每个页面对应一个页表项，每个页表项由页号、页面存放的内存块号组成。每个页表项长度相等，页号是隐含的。段表式页表段页式地址转换段页式小结内存空间的扩充很多游戏的大小超过 60GB，按理来说这个游戏程序运行之前需要把 60GB 数据全部放入内存。然而，实际我的电脑内存才 8GB，我还要开着微信浏览器等别的进程，但为什么这个游戏可以顺利运行呢?利用虚拟技术(操作系统的虚拟性)时间局部性: 如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次执行;如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问。(因为程序中存在大量的循环);空间局部性: 一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问。 (因为很多数据在内存中都是连续存放的，并且程序的指令也是顺序地在内存中存放的)虚拟内存大小是多少?虚拟内存的最大容量是由计算机的地址结构(CPU寻址范围)确定的，虚拟内存的实际容量 = min(内存和外存容量之和，CPU寻址范围)如:某计算机地址结构为32位，按字节编址，内存大小为512MB，外存大小为2GB。则虚拟内存的最大容量为 2^32 B = 4GB;虚拟内存的实际容量 = min (232B, 512MB+2GB) = 2GB+512MB;虚拟内存的实现请求分页管理请求分页存储管理与基本分页存储管理的主要区别:请求调页：在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所需信息从外存调入内存，然后继续执行程序。页面置换：若内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。请求分页-缺页中断缺页中断是因为当前执行的指令想要访问的目标页面未调入内存而产生的，因此属于内中断一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。(如:copy A to B，即将逻辑地址A中的数据复制到 逻辑地址B，而A、B属于不同的页面，则有可能产生两次中断)请求分页-地址转换只有“写指令”才需要修改“修改位”。并且，一般来说只需修改快表中的数据，只有要将快表项删除时才需要写回内存中的慢表。这样可以减少访存次数。和普通的中断处理一样，缺页中断处理依然需要保留CPU现场。需要用某种“页面置换算法”来决定一个换出页面(下节内容)换入/换出页面都需要启动慢速的I/O操作，可见，如果换入/ 换出太频繁，会有很大的开销。页面调入内存后，需要修改慢表，同时也需要将表项复制到快表中。请求分页-页面置换页面的换入、换出需要磁盘 I/O，会有较大的开销，因此好的页面置换算法应该追求更少的缺页率最佳置换算法(OPT)先进先出置换算法(FIFO)最近最久未使用置换算法(LRU)时钟置换算法(CLOCK)改进型的时钟置换算法内存管理的职责-地址转换为了使编程更方便，程序员写程序时应该只需要关注指令、数据的逻辑地址。而逻辑地址到物理地址的转换(这个过程称为地址重定位)应该由操作系统负责，这样就保证了程序员写程序时不需要关注物理内存的实际情况。具体的地址转化方式如上。内存管理的职责-存储保护操作系统需要提供内存保护功能。保证各进程在各自存储空间内运行，互不干扰。操作系统是程序员内功了，修炼好内功才能走的更远啊。原文地址：小龙飞：操作系统之内存管理，啃完的人都超神了！！！

1.为什么要有逻辑地址？逻辑地址：是直接在程序中看到的内存地址逻辑内存也叫虚拟内存硬件可用的地址是变化的， 比如增加减少内存条，程序的地址是写死的因为程序无法知道可用的逻辑地址，所以必须要作出映射2.逻辑地址如何与物理地址映射？一种简单的思路：固定偏移量映射，eg如下图缺点：（1）以程序1为例，一个程序所使用的内存是无法计算的，右边程序没有使用的物理内存称之为内碎片（2）程序1运行完毕后，释放内存，接着运行程序3，因为程序3的地址是0-201，它无法使用0-200的地址，长期以往，该块内存一直被闲置，，那么这块内存称之为外碎片 所以将逻辑内存分为页（1）页表：左边代表逻辑内存中的页，右边代表物理内存中的帧页表还存储的信息：当前条目是否可用，当前页的读写权限，当前帧是否是脏的等；
每个进程都有自己的页表每个进程的帧号不一样，就保证了不同进程之间是隔离的
小知识（1）内存的一个地址里面住的是一个字节Byte的数据；（2）32位的OS物理地址有2^32个，因而只能使用4GB的内存（3）任何一个32位的程序可操作的逻辑地址是2^32个，即4GB；(每个32位的程序都天真的以为自己拥有4GB的内存)（4）上面势必会造成多个程序使用内存总和大于物理内存，此时会借助磁盘，将并不着急使用的内存先存到磁盘，PT对应的帧号只显示磁盘如下图，大部门页映射到帧中，小部门页映射到磁盘中
内存映射的过程eg问题：机器：32bit，256MB内存，页大小为4KB程序：32bit程序逻辑地址0x000011a3如何映射到物理地址？分析：（1）4K=12bit，就是2^12，所以偏移量是12bit，所以，页号就是32-12=20bit；逻辑地址32bit=20bit页号+12bit偏移（2）256MB=28bit，就是2^28，偏移量是12bit，所以帧号就是28-12=16bit物理地址28bit=16bit帧号+12bit偏移对于0x0000011a3而言，1a3代表12bit的偏移地址，000001代表20bit的页号（3）在页表PT(Page Table)中查找，00001对应的帧号是00f3(16bit转16进制数)，在帧内寻找偏移量1a3的地址，最终找到内存；如果对应的帧号是磁盘，会发生什么？会发生缺页中断或缺页异常，会触发程序进入内核态，内核会到磁盘中找到对应的数据，然后会将其加载到物理内存的帧中，然后把加载好的帧号填写到PT表的帧号那一栏中，重新进行寻址。若帧已经加载满了，会有页替换算法（只需知道能选出要逐出的页帧就行了），将最少使用的帧逐出到磁盘（所以linux下的该部分又称之为：swapping），把当前的数据放入到物理的帧中。如下图是：逻辑地址映射到物理地址的过程
分页小结（1）分页使得每个程序都有很大的逻辑地址空间，通过映射磁盘和高效的置换算法，使得内存“无限大”（2）分页使不同的进程的内存隔离，保证了安全（3）分页降低了内存碎片问题（4）但是上述分页过程中，需要两次（第一次是从页表中获取帧号，第二次：拿着帧号到内存中再查一遍）读内存时间上有待优化，页表占用空间较大，空间上也有待优化 3.分页中的时间与空间的优化时间优化：（1）将最常访问的几个（一般是8-128个左右）页表项存到访问速度更快的硬件中，一般是MMU内存管理单元（一般情况，MMU属于CPU），该页表的名称是TLB(Translation Lookaside Buffer)，可以称其为快表；（2）先寻址先查TLB，然后miss后，再查PT。快表命中率很高，因为一个事实：程序最常访问的页没几个空间优化：多级页表可以缩小页表占用的空间4.程序内部的内存管理——分段 堆区，栈区就是段，段错误啥的。。。
现在我们所说的段，已经不再是最初的会影响内存管理的段了，而是更多的是程序层面的逻辑上的段
eg：如图C语言的分段情况：对虚拟地址分的段（1）最高的地址空间是留给Kernel Space内核的（2）Text段：存储程序本身的二进制字节码；Data段：存储程序中的静态的变量Heap段：是从低往高增长的Stact栈区：是从高往低增长的Libraries：是函数库的区域，eg：linux的so文件，windows的dll动态链接库。进程之间是可以共享函数库的，就是进程间通信的共享内存的通信方式。补充：（3）malloc若申请>128K的内存，会调用mmap，在堆和栈之间区域申请内存码。和这里的lib区其实是相同的位置的，因为他们都是页映射磁盘。 （mmap就是文件映射内存的系统调用）。共享内存极其常见，eg：windows下选择文件的那个对话框
分段和分页的关系（1）分段和分页结合的方式是：每个段有很多页，页表中存储端号和页号唯一映射物理帧号（2）但是段页结合的模式只在x86 Intel cpu等少数上还支持，更新的x86-64架构都不再支持段页结合了。但是仍然保留了段的概念，只是程序层面便于计算，并不会影响分页式内存管理
eg：两个程序分别映射到物理内存中（1）内核区域是各个程序所共享的，所有2个程序都映射到了Kernel内核区域（2）各自有各自的栈区，Libraries库区可能是多个进程所共享的 5.CPU的缓存cache如何起作用？计算机的存储器结构大致是： CPU寄存器 —缓存cache–存储器（内存）–磁盘存储（硬盘）。从左到又速度从快变慢，存储大小由小变大。所以cache做的事情是把内存里面常用的存储数据存在自己这里供CPU读取，因为cache的访问延迟远远小于内存， 所以访问这部分存在cache里的数据就会比直接去访问内存快的多，大概快一个量级。至于为什么不用CPU直接读取，第一CPU的寄存器容量非常小，是Kb级别的，你让他去访问，内存，一次就这点，得多久才能把一个QQ那么大的程序运行了。第二是CPU访问内存，速度瓶颈自然在内存这里，那CPU当然访问cache更快了，而且现在的cache分L1 L2 L3这几层，从左到又速度从快变慢，存储大小由小变大。参考：https://www.bilibili.com/video/av85489309
https://www.zhihu.com/question/22431522