diff --git "a/source/_posts/Backend/operating-system/\345\206\205\345\255\230\347\256\241\347\220\206.md" "b/source/_posts/Backend/operating-system/\345\206\205\345\255\230\347\256\241\347\220\206.md"
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+---
+title: 内存管理
+date: 2022-11-19 22:32:12
+categories: 
+- Backend
+tags: 
+- Operating System
+- 操作系统
+---
+
+# 内存管理
+
+## 虚拟内存
+
+### 引入的目的
+
+把进程所使用的地址「隔离」开来，即让操作系统为每个进程分配独立的一套「**虚拟地址**」，互不干涉。但是有个前提每个进程都不能访问物理地址，至于虚拟地址最终怎么落到物理内存里，对进程来说是透明的，操作系统已经把这些都安排的明明白白了。
+
+### 实现
+
+> **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。**
+>
+> 如果程序要访问虚拟地址的时候，由操作系统转换成不同的物理地址，这样不同的进程运行的时候，写入的是不同的物理地址，这样就不会冲突了。
+
+![](https://img-blog.csdnimg.cn/72ab76ba697e470b8ceb14d5fc5688d9.png)
+
+### 操作系统管理虚拟地址与物理地址之间的关系：**分页和分段**
+
+#### 内存分段 Segmentation
+
+分段的好处是能产生连续的内存空间，但是会出现外部内存碎片和内存交换过大的问题。
+
+段选择因子和段内偏移量：
+
+- **段选择子**就保存在段寄存器里面。段选择子里面最重要的是**段号**，用作段表的索引。**段表**里面保存的是这个**段的基地址、段的界限和特权等级**等。
+- 虚拟地址中的**段内偏移量**应该位于 0 和段界限之间，如果段内偏移量是合法的，就将段基地址加上段内偏移量得到物理内存地址。
+
+![](https://img-blog.csdnimg.cn/c5e2ab63e6ee4c8db575f3c7c9c85962.png)
+
+但它也有一些不足之处：
+
+- 第一个就是**内存碎片**的问题。（外部内存碎片）原因：些未分配的连续内存区域太小，以至于不能满足任意进程的内存分配请求。解决方法是内存交换。
+- 第二个就是**内存交换的效率低**的问题。原因：经常会产生外部碎片，需要进行和硬盘之间的内存交换，重新Swap区域，会产生性能瓶颈。
+
+#### 内存分页 Paging
+
+**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**。这样一个连续并且尺寸固定的内存空间，我们叫**页**（*Page*）。在 Linux 下，每一页的大小为 `4KB`。
+
+![](https://img-blog.csdnimg.cn/388a29f45fe947e5a49240e4eff13538.png)
+
+##### 缺页异常
+
+而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。
+
+##### 内部碎片
+
+**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。**但是，因为内存分页机制分配内存的最小单位是一页，即使程序不足一页大小，我们最少只能分配一个页，所以页内会出现内存浪费，所以针对**内存分页机制会有内部内存碎片**的现象。
+
+##### 换入换出
+
+如果内存空间不够，操作系统会把其他正在运行的进程中的「最近没被使用」的内存页面给释放掉，也就是暂时写在硬盘上，称为**换出**（*Swap Out*）。一旦需要的时候，再加载进来，称为**换入**（*Swap In*）。所以，一次性写入磁盘的也只有少数的一个页或者几个页，不会花太多时间，**内存交换的效率就相对比较高。**
+
+![](https://img-blog.csdnimg.cn/8f187878c809414ca2486b0b71e8880e.png)
+
+##### 缺陷
+
+有**空间**上的缺陷。
+
+在 32 位的环境下，虚拟地址空间共有 4GB，假设一个页的大小是 4KB（2^12），那么就需要大约 100 万 （2^20） 个页，每个「页表项」需要 4 个字节大小来存储，那么整个 4GB 空间的映射就需要有 `4MB` 的内存来存储页表。
+
+这 4MB 大小的页表，看起来也不是很大。但是要知道每个进程都是有自己的虚拟地址空间的，也就说都有自己的页表。
+
+那么，`100` 个进程的话，就需要 `400MB` 的内存来存储页表，这是非常大的内存了，更别说 64 位的环境了。
+
+##### 多级页表
+
+将页表（一级页表）分为 `1024` 个页表（二级页表），每个表（二级页表）中包含 `1024` 个「页表项」，形成**二级分页**。
+
+![](https://img-blog.csdnimg.cn/19296e249b2240c29f9c52be70f611d5.png)
+
+> 如果使用了二级分页，一级页表就可以覆盖整个 4GB 虚拟地址空间，但**如果某个一级页表的页表项没有被用到，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**。
+
+> 那么为什么不分级的页表就做不到这样节约内存呢？
+>
+> 我们从页表的性质来看，保存在内存中的页表承担的职责是将虚拟地址翻译成物理地址。假如虚拟地址在页表中找不到对应的页表项，计算机系统就不能工作了。所以**页表一定要覆盖全部虚拟地址空间，不分级的页表就需要有 100 多万个页表项来映射，而二级分页则只需要 1024 个页表项**
+
+> 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
+
+多级页表虽然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，这显然就降低了这俩地址转换的速度，也就是带来了时间上的开销。
+
+我们就可以利用这一特性，把最常访问的几个页表项存储到访问速度更快的硬件，于是计算机科学家们，就在 CPU 芯片中，加入了一个专门存放程序最常访问的页表项的 Cache，这个 Cache 就是 TLB（*Translation Lookaside Buffer*） ，通常称为页表缓存、转址旁路缓存、快表等。
+
+![](https://img-blog.csdnimg.cn/a3cdf27646b24614a64cfc5d7ccffa35.png)
+
+#### 段页式内存管理
+
+##### 管理方式
+
+- 先将程序划分为多个有逻辑意义的段，也就是前面提到的分段机制；
+- 接着再把每个段划分为多个页，也就是对分段划分出来的连续空间，再划分固定大小的页；
+
+这样，地址结构就由**段号、段内页号和页内位移**三部分组成。
+
+![](https://img-blog.csdnimg.cn/8904fb89ae0c49c4b0f2f7b5a0a7b099.png)
+
+### Linux的虚拟地址空间分布
+
+在 Linux 操作系统中，虚拟地址空间的内部又被分为**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。比如最常见的 32 位和 64 位系统，如下所示：
+
+![](https://img-blog.csdnimg.cn/3a6cb4e3f27241d3b09b4766bb0b1124.png)
+
+- `32` 位系统的内核空间占用 `1G`，位于最高处，剩下的 `3G` 是用户空间；
+- `64` 位系统的内核空间和用户空间都是 `128T`，分别占据整个内存空间的最高和最低处，剩下的中间部分是未定义的。
+
+> 内核空间与用户空间的区别：
+>
+> - 进程在用户态时，只能访问用户空间内存；
+> - 只有进入内核态后，才可以访问内核空间的内存；
+
+虽然每个进程都各自有独立的虚拟内存，但是**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**。这样，进程切换到内核态后，就可以很方便地访问内核空间内存。
+
+![](https://img-blog.csdnimg.cn/48403193b7354e618bf336892886bcff.png)
+
+### 用户空间分布
+
+![](https://img-blog.csdnimg.cn/img_convert/b4f882b9447760ce5321de109276ec23.png)
+
+通过这张图你可以看到，用户空间内存，从**低到高**分别是 6 种不同的内存段：
+
+- 程序文件段（.text），包括二进制可执行代码；
+- 已初始化数据段（.data），包括静态常量；
+- 未初始化数据段（.bss），包括未初始化的静态变量；
+- 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；
+- 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`。当然系统也提供了参数，以便我们自定义大小；