操作系统学习手记02

学完这一章，我最大的感受就是，我们平时写代码时随手 new 一个对象，或者定义一个变量，背后有很复杂的机制。

所以，这篇学习笔记，我想好好地把这条链给捋清楚。

L20 内存使用与分段

在咱们开始聊具体的内存管理技术之前，得先建立一个最基本的认知：程序看到的地址和内存条上真正的物理地址，不是一回事。

• 逻辑地址（Logical Address）：也叫虚拟地址，是程序代码中使用的地址，由 CPU 生成。比如C语言里的指针地址。
• 物理地址（Physical Address）：是内存硬件上的真实地址，内存单元的唯一标识。

内存管理单元（MMU）是 CPU 内部的一个硬件，它的核心工作就是把程序产生的逻辑地址“翻译”成物理地址。而操作系统要做的，就是管理好这个翻译过程的“规则”。

早期的系统很简单，直接把整个程序加载到一块连续的内存里，逻辑地址加一个基准地址（基址寄存器）就得到物理地址了。但这种方式太死板，而且容易产生碎片。

于是，分段（Segmentation） 机制登场了。

分段的思想非常符合我们程序员的直觉。我们写程序时，天然就会把代码分成几个逻辑部分：主函数（代码段）、全局变量（数据段）、函数调用栈（栈段）等等。分段机制就是把这种逻辑上的划分，直接映射到内存管理中。

• 核心思想：不再把整个程序看成一个整体，而是看作若干个逻辑**段（Segment）**的集合。每个段的大小可以不一样。
• 地址表示：逻辑地址不再是一个单一的值，而是一个二维的结构：(段号, 段内偏移量)。
• 实现机制：操作系统为每个进程维护一张段表（Segment Table）。段表里的每一项记录了一个段的信息，最重要的两个是：
  • 段基址（Base）：这个段在物理内存中的起始地址。
  • 段限长（Limit）：这个段的大小。 CPU 中有两个特殊寄存器：段表基址寄存器（STBR）指向当前进程段表的起始位置，段表长度寄存器（STLR）记录段表的大小。
• 地址翻译过程：
  1. CPU 拿到一个逻辑地址 (段号 s, 偏移量 d)。
  2. 检查段号 s 是否合法（s < STLR）。
  3. 从段表中 STBR + s 的位置，取出该段的基址 base 和限长 limit。
  4. 检查偏移量 d 是否合法（d < limit）。如果越界，则触发异常（比如“段错误”）。
  5. 计算物理地址：Physical Address = base + d。

分段的优缺点很鲜明：

• 优点：
  • 逻辑清晰：用户可以按逻辑模块来组织程序，方便。
  • 易于共享和保护：可以很容易地让多个进程共享同一个代码段（比如共享库），同时对不同段设置不同的读/写/执行权限，安全性好。
• 缺点：
  • 外部碎片（External Fragmentation）：这是分段最大的痛点。由于段的大小是可变的，内存经过多次分配和回收后，会产生大量不连续的小空闲块。这些小块单独来看可能无法使用，但它们的总和可能很大。这就好比停车场里有很多零散的空位，但就是停不进一辆大巴车。为了解决这个问题，需要进行内存紧缩（Compaction），但这个操作开销巨大。

L21 内存分区与分页

为了解决分段产生的外部碎片问题，工程师们提出了另一种天才的设计——分页（Paging）。

分页的思想和分段完全不同。它不再从程序的逻辑结构出发，而是从物理内存管理的角度出发，采取“化整为零，规格统一”的策略。

• 核心思想：
  • 将物理内存划分为大小相等的固定块，每一块称为帧（Frame）。
  • 将逻辑地址空间也划分为同样大小的固定块，每一块称为页（Page）。
• 地址表示：逻辑地址被看作一个一维的整数，但硬件会把它拆分成两部分：(页号, 页内偏移量)。高位是页号，低位是偏移量。
• 实现机制：操作系统为每个进程维护一张页表（Page Table）。页表的作用就是记录逻辑页到物理帧的映射关系。
  • 页表的索引就是页号。
  • 页表项的内容就是该页对应的帧号。 CPU 中的页表基址寄存器（PTBR）指向当前进程页表的起始位置。
• 地址翻译过程：
  1. CPU 拿到一个逻辑地址，并将其拆分为 (页号 p, 偏移量 d)。
  2. 访问当前进程的页表（地址在 PTBR 中），以页号 p 为索引，查找到对应的帧号 f。
  3. 计算物理地址：Physical Address = f * 帧大小 + d。

为了加速这个查找过程，现代CPU都引入了转译后备缓冲区（TLB - Translation Lookaside Buffer）。它是一个高速的硬件缓存，专门用来存放最近使用过的页表项。地址翻译时，会先查 TLB，如果命中（TLB Hit），就直接拿到帧号，速度极快。如果未命中（TLB Miss），才需要去内存中查询页表，并把查到的结果存入 TLB 以备后用。

分页的优缺点也一目了然：

• 优点：
  • 没有外部碎片：因为内存是以帧为单位进行分配的，任何一个空闲的帧都可以分配给任何一个页。分配和回收都非常简单。
• 缺点：
  • 内部碎片（Internal Fragmentation）：一个进程的最后一页通常不会占满整个页框，那么多出来的空间就被浪费了。虽然单个内部碎片不大，但数量多了也很可观。
  • 页表开销：页表本身是存放在内存中的，如果逻辑地址空间很大（比如32位系统有4GB），页表本身就会变得非常巨大，占用大量内存。为了解决这个问题，又发展出了多级页表、反向页表等技术。

L22 段页结合的实际内存管理

分段和分页各有优劣，那么能不能把它们结合起来，取长补短呢？答案是肯定的。这就是段页式管理（Segmented Paging）。

这种机制融合了两者的优点：既保留了分段的逻辑划分、易于共享和保护的特性，又通过分页解决了分段的外部碎片问题。

• 核心思想：先将程序按逻辑分段，然后把每个段再进行分页。
• 地址表示：逻辑地址变成了三维结构：(段号, 段内页号, 页内偏移量)。
• 实现机制：
  • 系统为每个进程维护一个段表。
  • 段表的每个表项不再是段的物理基址，而是指向该段对应的页表的基址。
• 地址翻译过程：这是一个两级查找的过程。
  1. CPU 拿到逻辑地址 (s, p, d)。
  2. 用段号 s 查段表，找到该段的页表的基址。
  3. 用页号 p 查该段的页表，找到对应的帧号 f。
  4. 计算最终物理地址：Physical Address = f * 帧大小 + d。

段页式管理是现代操作系统（如Intel x86架构的保护模式）中实际采用的内存管理方式。它虽然增加了地址翻译的复杂度（需要两次内存访问，当然TLB可以缓解这个问题），但提供了非常强大和灵活的内存视图。

L23 请求调页内存换入

上面讨论的所有机制，都有一个共同的前提：程序在运行前，必须把需要的部分（段或页）全部加载到内存中。如果程序太大，内存不够怎么办？

虚拟内存（Virtual Memory） 技术就是为了解决这个问题而生的。它彻底打破了“程序必须完全在内存中才能运行”的限制，允许程序使用的逻辑地址空间远大于实际的物理内存空间。

请求调页（Demand Paging） 是实现虚拟内存最常用的方法。

• 核心思想：不要在程序开始时就加载所有页，而是在真正需要访问某个页时，才把它从磁盘加载到内存。这种懒加载（Lazy Loading）策略，也叫请求调页。
• 实现机制：
  • 需要在页表项中增加一个有效-无效位（Valid-Invalid Bit）。
    • Valid（或1）：表示该页在内存中，页表项有效。
    • Invalid（或0）：表示该页不在内存中（可能在磁盘上），或者该地址根本不合法。
• 页错误（Page Fault）处理流程：这是请求调页的核心。
  1. 当CPU访问一个逻辑地址时，MMU进行地址翻译，发现对应页的页表项是 Invalid。
  2. MMU 捕捉到这个错误，并触发一个硬件中断（Trap），这个中断就是“页错误”。
  3. CPU控制权转交给操作系统的页错误处理程序。
  4. 操作系统检查这个地址是否合法，以及该页在磁盘（通常是一个称为“交换空间”或“交换文件”的区域）上的位置。
  5. 在物理内存中找到一个空闲的帧。
  6. 发起一次磁盘I/O操作，将所需的页从磁盘**换入（Swap-in）**到这个空闲帧中。
  7. I/O完成后，更新该进程的页表，将对应的页表项设置为 Valid，并填入正确的帧号。
  8. 重新执行导致页错误的那个指令。这次，地址翻译就能成功了。

请求调页带来了巨大的好处：程序启动更快、内存利用率更高、系统可以支持更大的并发度，并且能够运行比物理内存还大的程序。

L24 内存换出

请求调页的流程中有一个关键步骤：找到一个“空闲的帧”。但如果物理内存已经满了，一个空闲帧都没有了怎么办？

这时候，操作系统就必须做出选择：挑选一个当前在内存中的页，把它写回磁盘（如果它被修改过的话），以腾出空间。这个过程就是页面置换（Page Replacement），被换出去的页称为“牺牲页（Victim Page）”。

页面置換算法的好坏，直接决定了虚拟内存系统的性能。一个好的算法，应该选择一个“未来最不可能被访问到”的页进行置换，从而最小化页错误的次数。

以下是几种经典的页面置换算法：

1. 先进先出（FIFO）算法
   • 思路：置换最先进入内存的页面。实现简单，用一个队列即可。
   • 问题：性能较差。一个很早就进入内存但一直被频繁访问的“热点”页面，可能会被无情地换出。它还会遭受“Belady异常”——即分配的帧数越多，缺页率反而可能上升的诡异现象。
2. 最优（OPT/MIN）算法
   • 思路：置换未来最长时间内不会被访问的页面。
   • 评价：这是一种理想化的算法，缺页率最低，可以作为衡量其他算法性能的基准。但它需要预知未来，因此在实际中无法实现。
3. 最近最少使用（LRU - Least Recently Used）算法
   • 思路：置换最长时间没有被访问过的页面。这是基于“局部性原理”——如果一个页面最近被访问了，那么它在不久的将来也很可能被再次访问。
   • 评价：性能接近最优算法，非常好。但实现起来很困难，需要硬件支持来记录每个页面的访问时间，开销很大。
4. LRU 的近似算法：由于真LRU太难实现，实际系统采用的都是它的近似算法。
   • 二次机会（Second-Chance）/ 时钟（Clock）算法：这是对FIFO的改进。页面被组织成一个环形队列（像一个钟面）。每个页有一个引用位（Reference Bit），访问时由硬件置为1。置换时，指针从当前位置开始扫描。如果遇到引用位为1的页，就给它“第二次机会”，将其引用位清零，然后继续扫描。如果遇到引用位为0的页，就选择它作为牺牲页。这种算法在性能和实现开销之间取得了很好的平衡。

如果一个进程分配到的帧数太少，导致它需要用到的页面集合（工作集）无法全部驻留在内存中，那么它会频繁地发生页错误，CPU大部分时间都在等待磁盘I/O，而不是执行代码。这种系统性能急剧下降的状态，称为颠簸（Thrashing）。

总结

这一切的核心，都是抽象。通过在逻辑和物理之间增加一层又一层的映射，操作系统为我们程序员隐藏了底层硬件的复杂性，提供了一个简洁、巨大、安全的内存模型。当然，这一切都是有代价的，那就是地址翻译的性能开销和系统实现的复杂性。但相比于它带来的巨大好处，这些代价完全值得。

理解了内存管理的这些底层原理，以后再遇到内存相关的 Bug，或者思考程序性能优化时，或许就能有更深入的视角了。