一、内存使用
内存使用：将程序放到内存中，PC指向开始地址
重定位：
- 修改程序中的地址
- 逻辑地址 ----> 物理地址
什么时候完成重定位？
- 编译时（不灵活，程序只能放在内存固定位置、速度快）：嵌入式系统
- 载入时（灵活，速度相对来说慢）：普通系统
程序载入内存后，还需移动：交换（swap）
重定位最合适的时机 —— 运行时重定位
地址翻译：每执行一条指令，都要从逻辑地址算出物理地址
内存使用过程：
- 程序编译好（地址不改）
- 程序执行（创建进程、创建PCB）
- 找空闲内存
- 空闲地址（起始地址）赋给PCB
- PC设在起始地址
- 执行（执行过程中每个地址都要地址翻译）
二、内存分段
程序员眼中的程序：由若干段组成，每个段（堆栈段：向下增长；程序段只读；数据段可写；函数库……）有各自的特点、用途
- 用户可以根据各段自身特点分治每个段
- 程序分段放入内存符合用户观点，提升内存使用效率
定位具体指令：< 段号 (ds) : 段内偏移 >
每个进程的PCB放一堆基址，分别对应有哪些段，每个段都有基址
进程段表：PCB中用来存储每个段的基址
- GDT：OS对应的段表
- LDT：每个进程对应的段表
程序分段使用内存：
- 程序分段，每段放入一段内存
- 每段基址放入LDT表，即初始化LDT表完成
- LDT表（或者LDT表表头指针：？？？不确定，求解答）赋给PCB
- 根据PC指针 + LDT表取指、执行
- 执行每条指令时，查找LDT表，根据表中基址 + 程序中逻辑地址找到物理地址
- 时间片用完后或其他情况引发进程切换（switch）
- 每段段基址写回LDT表和PCB
- LDTR寄存器切换
- 段选择子被装入LDTR，即LDT表描述符自动被装入LDTR
- 根据LDTR+PC执行
LDT表、GDT表、LDTR、段选择子详解：
- LDT表可以有若干张，每个进程可以有一张，我们可以这样理解GDT和LDT：GDT为一级描述符表，LDT为二级描述符表
- LDT嵌套在GDT之中
- LDTR记录局部描述符表的起始位置，LDTR的内容是一个段选择子。由于LDT本身同样是一段内存，也是一个段，所以它也有个描述符描述它，这个描述符就存储在GDT中，对应这个描述符表也会有一个选择子，LDTR装载的就是这样一个选择子
- LDTR可以在程序中随时改变，通过使用lldt指令
例：
如果我们想在表LDT2中选择第三个描述符所描述的段的地址12345678h
- 首先需要装载LDTR使它指向LDT2 使用指令lldt将Selector2装载到LDTR
- 通过逻辑地址（SEL:OFFSET）访问时SEL的index=3代表选择第三个描述符；TI=1代表选择子是在LDT选择，此时LDTR指向的是LDT2,所以是在LDT2中选择
- 此时的SEL值为1C (二进制为11 1 00)：OFFSET=12345678h。逻辑地址为1C:12345678h
- 由SEL选择出描述符，由描述符中的基址（Base）加上OFFSET可得到线性地址，例如基址是11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h
- 此时若再想访问LDT1中的第三个描述符，只要使用lldt指令将选择子Selector1装入再执行2、3两步就可以了（因为此时LDTR又指向了LDT1）
三、内存分区与分页
1.可变分区管理：在使用内存时，维护下面两个表：
- 空闲分区表：始址、长度
- 已分配分区表：始址、长度、标志（标记哪个进程使用该内存）
（1）当申请的内存大小，在空闲分区表中有多个内存区间满足时：
- 最佳适配（O(n)）：最接近于申请的内存大小的分区
空闲分区会被分割成细小碎片
- 最差适配（O(n)）：在满足内存大小前提下，选择与申请内存相差最大的
空闲分区会被均匀分割
- 首先适配（O(1)）：在空闲分区表中找到的第一个满足申请内存大小的分区
表查的快、运行速度快
如果OS中的段内存申请很不规则（有时需要很大的一个内存块，有时又很小），最佳适配算法最好
分段 ------> 虚拟内存
分页 ------> 物理地址
- 可变分区会造成内存碎片，内存使用效率不高
- 内存紧缩：将空闲分区合并，需要移动一个段（复制内容）
- 内存碎片依靠内存紧缩解决，内存紧缩耗时长
2.内存分页
- 将物理内存分成页（4K），不需要内存紧缩，一个程序段最大的内存浪费是4K（一页，无限接近于4K）
- 页中的地址需要重定位，页表记录
0x2240: 2240 / 4K = 商……余数
- 商为页号（12位， 0x2240右移12位 --->2）
- 余数为页内偏移（后3位 --->240）
0x3240: 页框号 *4K = 物理地址 = 页框号左移12位+页内偏移
内存使用分页和内存分段使用原理相同，只是分页分的是物理内存，分段分的是程序段；分页用的不是LDT表存放相关信息，用的是页表；寄存器也为CR3寄存器
四、多级页表与块表
为提高内存空间利用率，也应该小，但是页小，页表就大了
1.页表中只存放进程用到的页：
查找慢、运行速率低，故不可以只放进程用到的页；页表中的页号应连续，这样查找就为页表起始表头+偏移量，查找方便，但是这样占用内存多，浪费
2.多级页表：页目录表+页表
- 2^10 * 4KB = 4M = 2^10 * 2^2 * 2^10 = 2^20 * 2^2 = 4M(2^10个页指向的内存物理空间
- 4字节地址为32位
多级页表提高了空间利用率，但增加了访存的次数，每增加一级页表，访存次数增加1次
TLB（快表）是寄存器，一组相联快速寄存器
五、段页结合的实际内存管理
- 段面向用户
- 页面向硬件
虚拟内存映射到内存这一过程对用户是透明的
1.段页同时存在的重定位
内存管理核心：内存分配
- 进程申请内存
- 虚拟内存采用分区法分割部分虚拟内存给进程
- 代码段放入虚拟内存，并建立段表（即完成段表初始化）
- 代码段分割，放入页
- 建立页表（即页表初始化）
- 重定位使用内存
0x300：逻辑地址 通过段表找到虚拟内存地址 ；虚拟内存地址通过页表找到物理地址
六、代码分析
- 每个进程占64M虚拟地址空间，互不重叠（理论上）：进程不重叠，页号不重叠，可共用一套页表；实际：基本重叠
- from_page_table 和 to_page_table 分开，即将父子进程页表分开，两个页表内容相同
- 父子进程共用虚拟内存
- 父子进程各有一套页表，内容完全一样
- 子进程在写入内存前要改写页表，实现父子进程分离
- 父子进程LDT表不同；刚初始化时，附近进程页表内容相同；运行时，修改子进程页表，实现父子进程内存分离
- 进程放入内存页（逻辑地址 ----> 物理地址）
七、内存换入——请求调页
实现虚拟内存需要内存换入换出
- 用户可随意使用虚拟内存，就像单独拥有所有内存
- 虚拟内存 通过OS映射，用户不知道这个过程：透明 转成物理内存
1.请求调页
2.一个实际系统的请求调页
（1）请求调页，缺页中断（14号中断）
- IDT表：中断向量表
（2）处理中断：中断现场保护（压栈）
（3）do_no_page：
- 虚拟地址页内偏移置0（address&=0xfffff000），得到虚拟页号
- 申请物理空闲页，得到空闲页：get_free_page
- 从磁盘读入页到空闲页
- 物理页、虚拟页建立映射（写页表）：put_page
八、内存换出
算法评价准则：缺页次数
1.FIFO页面置换
2.MIN页面置换：理想算法，无法预测将来
- 选择最远将使用的页淘汰，是最优方案
3.LRU页面置换：利用程序局部性，公认的很好页面置换算法
- 最近最常未使用的页淘汰
（1）LRU的准确实现：时间戳（time step）
- 每页维护一个时间戳：时间戳实行时间长，时间片很可能溢出
（2）LRU的准确实现：页码栈：时间长，代价大
LRU准确实现代价大，所以要用近似实现
（3）LRU近似实现——将时间计数变为是和否（cloak算法）
- 每个页增加1个引用位（R位）：每访问1页，引用位置为1（最近访问过）
- 每次访问一页时，硬件自动设置该位
- 选择淘汰页：扫描该位，为1时清0，并继续扫描，为0时淘汰该页
4.cloak算法的分析与改造（最近没有使用）
（1）如果缺页很少，会所有R=1：记录了太长的历史信息
- hand scan（指针）一圈后，淘汰当前页，将调入页插入hand位置，hand前移1位，退化为FIFO
- 解决方法：定时清除R位
- 再来一个扫描指针，且该指针移动速度快
- 清除R位指针移动速度 > 用来选择淘汰页移动速度
5.给进程分配多少页框
- 分配多：请求调页导致的内存高效利用就没用了
- 分配少：系统出现颠簸/抖动（CPU利用率急剧下降的现象）
- Belady现象：对有的页面置换算法，页错误率可能会随着分配帧数增加而增加
- FIFO会产生Belady异常。
- 栈式算法无Belady异常，LRU，LFU（最不经常使用），OPT都属于栈式算法
实际中，OS根据实际情况来调整页框数
操作系统梳理：
swap in / swap out -----> 虚拟内存 -----> 段页内存管理 -----> 程序载入 -----> 进程（多进程图像）