操作系统-小林coding-内存管理
本系列笔记为作者在跟随小林coding学习的时候做的笔记。感谢小林大大。
为什么要有虚拟内存
操作系统为每个进程分配独立的「虚拟地址」。
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内存地址（Virtual Memory Address）
- 实际存在硬件里面的空间地址叫物理内存地址（Physical Memory Address）
映射过程主要有两种方式，分别是内存分段和内存分页
内存分段
分段机制下的虚拟地址由两部分组成，段选择因子和段内偏移量
虚拟地址是通过段表与物理地址进行映射的
不足：内存碎片，内存交换的效率低（需要将整段写入换出）
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（页）
虚拟地址与物理地址之间通过页表来映射
内存管理单元 （MMU）将虚拟内存地址转换成物理地址
当进程访问的虚拟地址在页表中查不到时，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、更新进程页表，最后再返回用户空间，恢复进程的运行。
采用了分页，页与页之间是紧密排列的，所以不会有外部碎片。内存分页机制会有内部内存碎片。
内存空间不够操作系统将正在运行的进程中「最近没被使用」的内存页面暂时写在硬盘上，称为换出（Swap Out）。需要的时候，再加载进来，称为换入（Swap In）。
一次性写入磁盘只有少数的一个页或者几个页，内存交换的效率相对段式较高。只有在程序运行中，需要用到对应虚拟内存页里面的指令和数据时，再加载到物理内存里面去。
在分页机制下，虚拟地址分为两部分，页号和页内偏移
内存地址转换三个步骤：
- 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
- 拿物理页号，加上前面的偏移量，就得到了物理内存地址
简单的分页进程的页表空间开销会很大
多级页表
局部性原理
对于 64 位的系统，两级分页肯定不够了，就变成了四级目录
TLB
把最常访问的几个页表项存储到访问速度更快的硬件 TLB（Translation Lookaside Buffer） ，通常称为页表缓存、转址旁路缓存、快表等
段页式内存管理
- 先将程序划分为多个有逻辑意义的段
- 再把每个段划分为多个页
逻辑地址结构就由段号、段内页号和页内位移三部分组成
Linux 内存布局
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 系统中操作系统本身和应用程序每个段都是从 0 地址开始的整个 4GB 虚拟空间（32 位环境下）。所以，地址空间都是线性地址空间（虚拟地址），这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。
虚拟地址空间内部被分为内核空间和用户空间两部分，不同位数的系统，地址空间的范围也不同
内核空间与用户空间的区别：
- 用户态，只能访问用户空间内存
- 内核态才可以访问内核空间的内存
每个虚拟内存中的内核地址，其实关联的都是相同的物理内存
用户空间分布的情况
- 代码段，包括二进制可执行代码
- 数据段，包括已初始化的静态常量和全局变量
- BSS 段，包括未初始化的静态变量和全局变量
- 堆段，包括动态分配的内存，从低地址开始向上增长
- 文件映射段，包括动态库、共享内存等，从低地址开始向上增长（跟硬件和内核版本有关 (opens new window)）
- 栈段，包括局部变量和函数调用的上下文等。栈的大小是固定的，一般是 8 MB。系统也提供了参数，以便我们自定义大小
代码段下面还有一段内存空间的（灰色部分），这一块区域是「保留区」。较小数值的地址不是一个合法地址，例如，我们通常在 C 的代码里会将无效的指针赋值为 NULL。因此，这里会出现一段不可访问的内存保留区，防止程序因为出现 bug，导致读或写了一些小内存地址的数据，而使得程序跑飞。
虚拟内存有什么作用
- 运行超过物理内存大小的程序
- 进程隔离
- 标记属性的比特控制内存访问