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前言
连续分配
- 单一连续分配
- 分区式分配
- - 固定分区分配
  - 动态分区分配
  - 可重定位分区分配
离散分配
- 分段
- 分页
- - 多级页表
  - 快表(TLB)
- 段页式
- Linux

前言

Linux 内存管理 | 虚拟内存管理：虚拟内存空间、虚拟内存分配
Linux 内存管理 | 物理内存、内存碎片、伙伴系统、SLAB分配器

在之前的两篇博客中，分别介绍了虚拟内存与物理内存的管理方式，那么对于操作系统来说，它是如何管理它们两个之间的关系的呢？如何进行地址的映射呢？

内存的分配方式有两种：

连续分配： 每个进程分配一段地址空间连续的内存空间。
连续内存分配的方式有：
1. 单一连续分配
2. 分区式分配
  - 固定分区分配
  - 动态分区分配
3. 可重定位分区分配
离散分配： 允许将一个进程分散的分配到许多不相邻的分区中，程序全部装入内存。

现在用到的更多的是离散的分配方式，因此我们简单介绍一下连续分配，再对离散分配加以详解。

连续分配

单一连续分配

使用这种内存分配方式，内存空间会被分成 系统区 和 用户区 两部分，系统区仅提供给OS使用，系统区外的用户区提供给用户使用。

特点：

只适用于 单道程序 的情况。
若用户作业比用户区大，则无法运行
若用户作业比用户区小，则造成内存浪费
设置界限寄存器，限制用户程序访问操作系统

单道程序的特点：

资源独占性： 任何时候，位于内存中的程序可以使用系统中的一切资源，不可能有其他程序与之竞争。
执行的顺序性： 内存中只有一个程序，各个程序是按次序执行的。在做完一个程序的过程中，不可能夹杂进另一个程序执行。
结果的可再现性： 只要执行环境和初始条件相同，重复执行一个程序，获得的结果总是一样的。
运行结果的无关性： 程序的运行结果与程序执行的速度无关。系统中的作业以串行的方式被处理，CPU、内存的利用率低。

分区式分配

固定分区分配

固定分区分配是最简单的一种可以运行在 多道程序 的存储管理方式。

多道程序： 是指在计算机内存中同时存放几道相互独立的程序，使它们在管理程序控制下，相互穿插运行，两个或两个以上程序在计算机系统中同处于开始到结束之间的状态, 这些程序共享计算机系统资源。当然，对于一个单CPU系统来说，程序同时处于运行状态只是一种宏观上的概念，他们虽然都已经开始运行，但就微观而言，任意时刻，CPU上运行的程序只有一个。

基本原理：

将内存空间划分为若干个固定大小的分区（大小可以不等）；
每个分区中只可以装入一道作业；
当有空闲分区时，选择一个适当大小的作业装入该分区；
当作业结束时，释放该分区。

缺点：

程序的大小受分区大小的限制；程序数受分区数限制；
每个分区都有可能产生内部碎片，引起内存的浪费。

动态分区分配

基本思想：

作业要求装入内存时，依照作业的大小划分分区。
每个分区容纳一个进程。

可变分区的管理与组织方式：

表格法：将内存按是否空心啊分别存在 空闲分区表 和 已分配分区表 中。管理简单，但是需要占用一部分内存空间。

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链表法：维护一个链首指针，每个空闲区在首地址记录两个数据：本空闲区的大小、下个空闲区的起始地址。

动态分区分配的内存回收方式：
上邻空闲区（F1）：合并，改大小
下邻空闲区（F2）：合并，改大小，首址。
上、下邻空闲区（F1、F2）：合并，改大小。
不邻接，则建立一新表项。

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动态分配分区内存分配算法：

首次适应算法： 将空闲分区按 地址顺序 排列，进行内存分配时，从低地址开始顺序查找，分配第一个足够大的分区。
- 优点：优先分配低地址部分的空闲分区，保留高地址部分；
- 缺点：在低址部分集中了许多小分区，难以利用。
循环首次适应算法： 首次适应算法的改进版本。将空闲分区按地址顺序构成循环链表，进行内存分配时，不再从链首开始查找，而是从 上次找到的空闲分区的下一个空闲分区 开始查找，循环查找。
- 优点：内存中的空闲分区分布均匀，比起首次适应算法减少了查找空闲分区时的开销；
- 缺点：缺乏大的空闲分区。
最佳适应算法： 空闲分区按大小 递增排序 构成队列，从队列头开始查找，当找到第一个满足要求的空闲区时，则停止查找。
- 优点：找到的空闲分区最接近要求的大小；
- 缺点：会产生非常小的碎片，难以利用。
最差适应算法： 空闲分区按大小递增排序构成队列，查找最大的空闲区。与上面三个同属 顺序搜索法 。
- 优点：剩余的分区空间最大；
- 缺点：在空间利用率方面较差。

可重定位分区分配

假设现在有这样一个情况，用户内存空间中有几个较小的空闲分区，但是现在有一个作业请求连续的内存空间，这几个较小的空闲分区任何一个都不能单独满足请求空间的大小。现在一种可行的办法就是：移动内存，使所有空闲区域合并为一整块空闲区域。

这种通过移动内存中的作业位置，将原来分散的小分区拼接成一个大分区的思想就是紧凑。说的直白一点，可重定位分区分配就是 动态分区分配+紧凑 。

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动态重定位的实现：

作业装入内存后的所有地址都是相对地址，在程序将要执行的时候，才会将相对地址转换为物理地址。为了不影响指令执行的速度，系统中增设了一个 重定位寄存器（即段寄存器、基址寄存器） ，用它来存放程序（数据）在内存中的起始地址。

程序真正执行时访问的地址是 重定位寄存器中的地址+相对地址 。

离散分配

分段

为了简化地址管理，所以将虚拟内存空间中的 虚拟内存 按照其逻辑划分为代码段、数据段、堆段、栈段几部分。编译、连接、加载过程都以段为单位。

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段的特点：

虚拟内存空间是段的集合。
每个段都有其名称和长度。
地址是由段名（段号）和段内偏移构成。

地址结构：

虚拟地址是二维的：[段号，段内位移] 。
32位地址结构中，
- 段号s：16位表示，2¹⁶ 个段
- 段内位移d：16位表示，每段最大长度是64KB。

通过 段寄存器 中的段表，将虚拟地址与物理地址进行映射。段表由三部分组成：

段号：用于区别每个段。
段基址（segment base）：该段在物理内存中的首地址。
段长（segment limit ）：记录该段的实际长度。

因此虚拟地址与物理地址的转换方式如下：

根据虚拟地址中的段号查询段表，得到对应的段的物理内存起始地址；
物理内存起始地址加上段内偏移，即为其对应的物理地址。

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分段存储方式解决了两个问题 —— 地址空间不隔离 和 程序运行的地址无法确定。但还存在 内存使用效率低 的问题。内存使用效率低主要是因为两个原因造成的：内存碎片 和 内存交换的效率低 。

内存碎片问题

例如我们有 1G 的物理内存，倘若我们运行了 512M 的程序A，接着运行了 128M 的程序B，128M 的程序C。剩余内存为 256M 。

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倘若我们此时结束程序B，释放内存，此时总剩余空间为 384M 。

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倘若我们此时需要运行 300M 的进程D，但是这时候就会因为剩余空间不连续，导致我们的程序无法运行，这也就是我们常说的 内存外碎片 问题。

那么如何解决这个问题呢？这就会使用到类似于紧凑的思想。先将程序C写入硬盘的 SWAP分区 (交换分区，用于内存和硬盘的空间交换)。紧接着再将其从硬盘中读取回来，让其紧挨着程序A的那块内存，这样就能保证后面的空闲内存都是连续的了。

内存交换效率低

由于分段对物理内存的映射是以程序为单位，按照其逻辑进行分段映射，如果我们的内存不足，那么被换入换出到硬盘中的都是整个程序，这样就必然会造成大量的磁盘访问操作，总所周知，磁盘IO的速度特别慢，因此就会严重影响我们的访问速度。

而且，当一个程序在运行时，在某个时间段内，它只是 频繁地用到了一小部分数据 ，也就是说程序中的很多数据其实在一个时间段内都是不会被用到的。因此我们将整个程序装入内存其实是对内存的一种浪费。

分页

总结一下，分段技术仍未解决的问题有：

虽然分段式存储方式不畏惧 内存外碎片，但将内存中的数据暂时写入到硬盘中，之后再重新写回来这样的换入换出操作在程序很大时是很废时间的。值得一提的是，两者都无法摆脱 内碎片 的桎梏。
而且分段需要将程序全部装入内存，这就对程序的大小有了限制——不能超过剩余空闲内存的大小。

而分页技术解决上述两个问题的方法是：

使用页为单位后，即使我们还是需要进行磁盘IO，但是由于我们交换的容量仅仅只有几个页，所以也不会花费过多的时间。
分页技术下并不需要将程序整个装入内存。在建立了虚拟内存空间后并不会直接分配物理内存，而是在程序运行中需要访问物理内存的时候，再将其加载进内存中。所以如果在页表中查找不到时，此时就会由内核的 请求分页机制 产生 缺页中断 ，然后进入 内核态 中分配物理内存、更新进程页表，最后再返回用户态，恢复进程的运行。

基本概念：

帧/物理块/页框(frame)： 物理内存分为固定大小的块。
页(page)： 逻辑内存分为同样大小的块，在 Linux 中，一页是 4KB 。
页表(page table)： MMU(内存管理单元) 中的页面映射表，记录了页和页框的映射关系。

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页表中不仅保存了页号，物理内存地址，还保留了该物理页的 访问权限 ，用以实现对页的访问控制。

在分页机制下，虚拟地址由页号以及 页内偏移 组成

因此在分页机制下，虚拟地址与物理地址的转换方式如下：

根据虚拟地址中的页号查询页表，获得对应的页的物理内存起始地址；
物理内存起始地址加上页内偏移，即为其对应的物理地址。

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多级页表

在上面所介绍的页表有一个非常致命的缺点，就是空间占用大。

在 Linux 中，可以并发的执行多个进程，而每个进程都有其自己的虚拟内存空间，那么也自然都有自己独有的页表。在32位Linux系统下，我们的虚拟内存空间的大小为 4G ，而每页的大小为 4K ，这也就意味着我们至少有 2²⁰ 个内存页，倘若每个页表项为 4Byte ，那么每个页表大小也至少为 4M 。

倘若我们此时并发了两百个进程，那么占用则高达 800M ，即使对于如今的操作系统而言，这个数字也是非常庞大的，因为并发数百个进程是非常常见的情况，更别提64位的操作系统，随着寻址范围的增加，页表将更为庞大。

为了解决这个问题，就引入了多级页表。

我们将 一级页表 再进行分页，分成 1024 个 二级页表 ，并且每个 二级页表 中存有 1024 个页表项，形成如下的 二级分页 的结构。

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对于已分配的页表项，如果存在最近一定时间未访问的页表，在物理内存紧张的情况下，操作系统会将页面换出到硬盘，也就是说不会占用物理内存。

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。

如果一级页表所有表项都被用到，那么此时二级页表大小为 4M(1024 * 4K) ，假设我们只是用了一级页表的 20% 。

在这种情况下，页表所占用的物理内存就只有 4K(一级页表大小) + 20% * 4M（存在的二级页表） ，即 0.804M ，比起只用了二级页表的 4M （一级页表没有用到的表项不用创建对应的二级页表，因此此时存在的二级页表共 20% * 4M ，但单极页表时，二级页表必须建满 4M），大大的节约了内存。

而在64位系统中，两级页表是肯定不够用的，因此又演变成了四级目录：