cpu執(zhí)行程序的基本過程

• 譯碼器 輸入為n管腳，輸出為2^n根管腳，編號為從0到2^(n-1)，用少的輸入端控制更多的輸出端
• 最常用的是三八譯碼器
• AD(Address bus)地址總線: 選中一行數(shù)據(jù)
• 每一行 8bit 組成8吧B cpu輸入端32根線，輸出端就可以控制 2^32 ,因此可以控制4G內(nèi)存
• DB(Data bus)數(shù)據(jù)總線: 8根數(shù)據(jù)線組成數(shù)據(jù)總線，確定了每一列，通過行和列將1B數(shù)據(jù)數(shù)據(jù)通過數(shù)據(jù)總線傳輸?shù)絚pu內(nèi)部的寄存器里面，使用R表示寄存器
• 程序最終是一條一條被讀入寄存器內(nèi)執(zhí)行的（有限 ，且按照功能進(jìn)行分類，有通用寄存器和特殊寄存器，特殊寄存器只能被特殊的指令訪問，）用戶態(tài)(訪問通用寄存器) <=> 內(nèi)核態(tài)(訪問特殊寄存器和通用寄存器)
• 內(nèi)存條是一個臨時的保存中介
• 磁盤是一個永久的保存中介
• 地址總線的選中原理 （譯碼器原理）
• 了解四大類存儲器的速度和所處的位置? 容量大小
• 寄存器 (cpu內(nèi)部)> cache（cpu內(nèi)部） > 內(nèi)存卡 （cpu外部）> 磁盤（cpu外部）
• 寄存器只會保存數(shù)據(jù)；cache也需要將數(shù)據(jù)拷貝到寄存器里面執(zhí)行
• ALU 算數(shù)邏輯運(yùn)算單元 負(fù)責(zé)運(yùn)算
• 舉一個例子 計算機(jī)計算 3+2 計算器讀取3 將3讀到R1寄存器，然后讀+，ALU會讀+，因?yàn)?#43;需要兩個數(shù)，因此通過地址總線形成地址，將2讀到R2寄存器，計算，通過R1和R2取數(shù)據(jù)，然后將數(shù)據(jù)計算結(jié)果存到寄存器R3，然后找地址，將數(shù)據(jù)結(jié)果存儲到內(nèi)存的一個位置，(寫回內(nèi)存)。

CPU位數(shù) OS位數(shù) 內(nèi)存地址總線數(shù) 內(nèi)存數(shù)據(jù)總線數(shù) 邏輯地址位數(shù) 物理地址位數(shù)

• cpu位數(shù) 和 寄存器的位數(shù)相關(guān)，如果寄存器的個數(shù)是32則cpu是32位；如果寄存器個數(shù)是64則cpu是64位。
• 32位的寄存器可以處理2^32大小的數(shù)據(jù)；64位的寄存器可以處理2^64大小的數(shù)據(jù)
• os位數(shù)（操作系統(tǒng)的位數(shù)）：硬件限制軟件；軟件可以自定義(軟件分成32位或者64位)；os位數(shù)等價于邏輯地址的位數(shù)，二者相等。也等價于虛擬內(nèi)存的理論大小。
• 32位cpu只可以安裝32位操作系統(tǒng)；64位cpu既可以安裝32位也可以安裝64位操作系統(tǒng)
• 數(shù)據(jù)總線數(shù) 如果是8根 如果傳輸32位數(shù)據(jù)，需要傳輸4次；64位 傳輸數(shù)據(jù) 需要8次；現(xiàn)實(shí)生活中有 8 、16 、32 和 64根數(shù)據(jù)總線
• 數(shù)據(jù)總線：一般考研常規(guī)使用的是8根數(shù)據(jù)總線 ，每次可以傳輸8位數(shù)據(jù)，如果寄存器的大小是32，需要傳輸4次將數(shù)據(jù)填滿一個寄存器；如果是64位寄存器，需要傳輸8次將數(shù)據(jù)填滿一個寄存器
• 可訪問內(nèi)存的大小 + 磁盤大小 大于等于 虛擬內(nèi)存的實(shí)際大小
• 虛擬內(nèi)存理論大小 大于等于 虛擬內(nèi)存實(shí)際大小
• 但是現(xiàn)實(shí)生活中有 16位 32位 64位數(shù)據(jù)總線
• 物理地址總線數(shù) (物理地址總線數(shù))：比如上面的例子中，地址總線有32位，每一個地址是由32位0或者1組成，從硬件限制可訪問內(nèi)存的大小。這里屬于1，硬件限制，限制了可訪問內(nèi)存的大小。比如電腦是32位的，那么根據(jù)可以訪問的物理地址總線，有0-2^32-1,也就是4G的內(nèi)存，即使安裝8G的內(nèi)存條，剩余的空間是無法訪問的。
• 或者2，內(nèi)存卡限制，比如32位機(jī)器安裝2G內(nèi)存卡，剩余的空間無法訪問
• 或者3，軟件限制，比如譯碼器原理，限制輸入端輸入的位數(shù)，限制輸出端可以訪問的地址
• 三個限制 ，取最小值作為可訪問的內(nèi)存大小
• 邏輯地址 是將程序從磁盤拷貝到內(nèi)存，可以拷貝最大的行數(shù)，這個和操作系統(tǒng)的位數(shù)有很大的關(guān)系

內(nèi)存管理邏輯圖

• 程序經(jīng)過編譯和鏈接形成exe程序，從磁盤將程序裝入內(nèi)存執(zhí)行，進(jìn)行程序的運(yùn)行
• 裝入？1，如何裝入？2，裝在哪里？(1)記錄 （表格）? (2) 查詢 （表格）

編譯和鏈接

• 編譯，將C語言轉(zhuǎn)化為匯編語言，機(jī)器語言
• 各個模塊的邏輯地址，邏輯地址也叫做相對地址
• 鏈接 ，將多個有交集的匯編語言、機(jī)器語言合并到一起，會改變先前的邏輯地址，經(jīng)過編譯鏈接之后形成可執(zhí)行文件
• LOAD 1，6? 將第六行的變量加到寄存器1里面；ADD 1，8 將第8行變量和寄存器1里面的數(shù)據(jù)相加；STORE 1，10 將計算的結(jié)果(寄存器1中的數(shù)據(jù))存儲到第10行變量C
• 匯編 每一行指令占據(jù)兩行，匯編使用邏輯地址指向變量

裝入

• 如果隨意裝入程序，cpu可能無法找到每一條執(zhí)行程序。因?yàn)榫幾g的代碼所使用的的指令是相對本程序而言的，比如 LOAD 1，6；是將第六行的變量放入到寄存器1里面，而cpu會將整個內(nèi)存條的起始位置作為程序的開始位置，因此，對這個命令使用的位置6和整個內(nèi)存條的位置6是沖突的，形成地址錯位。
• 地址錯位 本質(zhì)上是由于 邏輯地址和物理地址不匹配 造成的沖突；
• 物理地址是絕對的；邏輯地址是相對的
• 將程序從磁盤 拷貝到 內(nèi)存 ，其邏輯地址會發(fā)生變化，指令后面所使用的相對地址也要隨之變化，才可以運(yùn)行。
• 程序編譯使用的是邏輯地址(相對地址)；內(nèi)存卡使用的是物理地址(絕對地址)。
• OS位數(shù)和邏輯地址的位數(shù) 是等價的。如果程序編譯很長，超出位數(shù)的代碼無法識別，不可以超過機(jī)器程序(2^操作系統(tǒng)的位數(shù))的大小。
• C語言中 函數(shù)名字和變量名字本質(zhì)上都是地址
• 解決方案 ：1，絕對裝入；2，靜態(tài)重定位裝入；3，動態(tài)重定位裝入

解決虛擬地址和物理地址錯位的三種方法

1，絕對裝入

• 裝入前就確定好程序的裝入位置，使得程序邏輯地址和物理地址對齊，不錯位
• 開發(fā)程序的時候就指定我要從? 指定的位置上編譯程序，比如我的程序執(zhí)行需要將程序拷貝到內(nèi)存的第1000行以后，這樣內(nèi)存地址和物理地址一一對齊，不會錯位
• 那么這個程序每次運(yùn)行永遠(yuǎn)拷貝到指定的位置

2，靜態(tài)重定位裝入

• 裝入時候，動態(tài)指定將程序裝入的位置，由裝入程序的邏輯地址進(jìn)行一次性修改，從而避免錯位。每拷貝一行就改變一行中的地址，從而避免錯位（邊裝入邊修改）
• 如果不指定，都是默認(rèn)從0開始作為起始地址
• 那么每次執(zhí)行的程序的邏輯地址都是不同的，這個地址是裝入前動態(tài)設(shè)置的，因此是 重定位 的概念
• 靜態(tài)是指，這個程序一旦加載到內(nèi)存，地址就指定了，就不可以改變了；要想移動，只可以關(guān)閉程序，重新指定程序的起始位置

3，動態(tài)重定位裝入

• 程序運(yùn)行的時候，利用重定位寄存器來彌補(bǔ)作用，讓cpu認(rèn)為邏輯地址和物理地址是對齊的，不錯位
• 將程序原封不動拷貝到內(nèi)存，此時邏輯地址和物理地址是存在一個錯位。程序拷貝到內(nèi)存會創(chuàng)建一個pcb，存儲相關(guān)信息，其中入口地址，指定程序拷貝到內(nèi)存的位置。
• 利用CPU內(nèi)部的重定位寄存器，存儲上述提到的內(nèi)存位置。每次運(yùn)行的時候，會在指令的后面 異步加上內(nèi)存的位置，補(bǔ)齊邏輯地址和物理地址之間的錯位。
• 如果程序變化，程序直接移動，直接修改pcb和重定位寄存器里面數(shù)值就可以讓邏輯地址和程序地址對齊

內(nèi)存保護(hù)

• 也叫做越界保護(hù)
• 內(nèi)存保護(hù) 由 硬件和os操作系統(tǒng)共同保障
• 實(shí)現(xiàn)方法：
• 1，上下限寄存器，比如木馬程序拷貝到內(nèi)存中的1000到2000行，那么下限是1000，上限是2000，如果內(nèi)部程序想訪問3500，和上下限對比，不符合，因此報錯
• 2，基址寄存器(重定位) + 限長寄存器(界地址)；告訴首地址，通過限長寄存器得到程序的占用空間，因此得到程序的上限

單一連續(xù)內(nèi)存分配

• 內(nèi)存卡分為系統(tǒng)區(qū)(os操作系統(tǒng))和用戶區(qū)(操作軟件)
• 用戶區(qū)每次只可以裝入一個程序
• 特點(diǎn)：
• 1，單用戶 單任務(wù)
• 2，內(nèi)存卡利用率極低 因?yàn)橛袃?nèi)部碎片，程序只用到了一部分
• 3，通常采用絕對裝入的方式

固定分區(qū)分配

• 裝入多道程序?
• 克服單一連續(xù)分配只可以裝入一個程序的缺點(diǎn)，在用戶區(qū)進(jìn)行劃分，每個區(qū)塊分配不同的程序
• 劃分可以都相等 或者 每個區(qū)塊的大小不一樣，減少浪費(fèi)
• 特點(diǎn)：
• 1，用戶區(qū)分成很多小的分區(qū)，每個分區(qū)只裝入一道程序
• 2，分區(qū)的大小很有講究，太小裝不進(jìn)程序；太大內(nèi)存利用率低
• 3，有內(nèi)部碎片(內(nèi)部碎片：內(nèi)存分給你了，你沒有合理使用內(nèi)存，就叫內(nèi)部碎片)
• *外部碎片：內(nèi)存空間除去分給程序的各個分區(qū)之后，剩余的空間不足以放下任何程序，這個剩余的空間不屬于任何程序，叫做外部碎片
• 需要分區(qū)說明表 記錄分區(qū)號 分區(qū)的大小 起始位置 狀態(tài)
• 提交程序的時候，查看哪一塊內(nèi)存是空閑的
• 一般使用靜態(tài)重定位技術(shù)

動態(tài)程序分配

• 解決固定固定分區(qū)提前設(shè)定分區(qū)大小的弊端，進(jìn)程程序要多少給你多少，不多分配不少分配。
• 如果用戶區(qū)間只剩下2MB不足以分配程序，那么需要等待先前程序釋放資源，比如qq退出，釋放了8MB的內(nèi)存空間，lol立刻占用這8MB中的6MB，剩余2MB，這2MB就是外部碎片
• 由于程序的進(jìn)進(jìn)出出，導(dǎo)致的碎片數(shù)量越來越多，空間越來越小。進(jìn)行碎片合并。將很多碎片合并在一起，形成一個大的區(qū)間，這個合并過程是一個隨機(jī)的事件
• 需要使用緊湊的技術(shù)，較少外部碎片，碎片的 移動? 合并，這個移動就涉及到了動態(tài)重定位
• 動態(tài)分區(qū) 需要分區(qū)說明表，每一塊分區(qū)的大小不確定，動態(tài)變化
• 如果一個程序加入內(nèi)存，但是有很多區(qū)塊都可以存放數(shù)據(jù)，那么這個這個程序如何存放呢？？
• 動態(tài)分區(qū)算法：
• 1，首次適應(yīng)：從內(nèi)存區(qū)間頭部開始，第一次可以存放的位置
• 2，最佳適應(yīng)：從內(nèi)存區(qū)間頭部開始，找一個盡可能不浪費(fèi)的區(qū)塊；但這個并不是最佳的，反而會產(chǎn)生更多小的碎片，不可用，只能使用緊湊技術(shù)合并更多的碎片
• 3，最壞適應(yīng)：從內(nèi)存區(qū)間頭部開始，找一個最大的區(qū)塊；產(chǎn)生的碎片不會很小，反而可以給其他程序使用，因此不一定是最壞適應(yīng)
• 4，鄰邊適應(yīng)：每次找合適的區(qū)塊不是從頭開始，而是從上一次的位置開始往下找

覆蓋技術(shù)

• 軟件運(yùn)行有128kb，要在64kb的內(nèi)存上運(yùn)行，覆蓋技術(shù)要求程序員在設(shè)計程序的時候，設(shè)計每個程序的啟動的先后順序，將內(nèi)部分區(qū)分為固定區(qū)，存儲主程序；覆蓋區(qū)用于代碼之間的運(yùn)行、覆蓋。
• 特色：
• 1，用在同一個程序進(jìn)程中
• 2，覆蓋技術(shù)實(shí)現(xiàn)了小內(nèi)存運(yùn)行大程序，但是這不是萬能的
• 3，對程序員要求高 ，考慮性能

交換技術(shù)

• 交換技術(shù)發(fā)生在內(nèi)存緊張的情況下
• 交換技術(shù)主要用于不同進(jìn)程(程序)之間
• 覆蓋技術(shù)已經(jīng)過時，交換技術(shù)仍然存在
• 將處于阻塞狀態(tài)下的程序拷貝到交換區(qū)域，將需要運(yùn)行的程序拷貝進(jìn)入內(nèi)存區(qū)，交換是指內(nèi)存和磁盤之間的交換

分頁

基本分頁存儲

• 先前使用的固定分區(qū)分配產(chǎn)生內(nèi)部碎片，動態(tài)分區(qū)分配會產(chǎn)生外部碎片。
• 每個碎片可能很小，但是積少成多，總和是一個不小的浪費(fèi)
• 分散分配：將大的程序進(jìn)行拆分變成很多的小的碎片，每個碎片分別拷貝到內(nèi)部或者外部產(chǎn)生的碎片中。
• 但是以什么作為標(biāo)準(zhǔn)進(jìn)行切分呢？？大小不等，切片很難。因此引入分頁思想，都切成一樣大小的
• 特色：
• 1，程序可以被切塊
• 2，內(nèi)存也可以被切塊
• 3，切塊越小，浪費(fèi)越小
• 因?yàn)樗槠拇笮∈请S機(jī)產(chǎn)生的，因此對程序的切片不好處理，思路很簡單，實(shí)現(xiàn)很難

如何分頁

• 將內(nèi)存卡(物理地址)和軟件程序(邏輯地址)都等分成4kb，然后將軟件程序的拷貝到內(nèi)存卡上面執(zhí)行，程序的大小和物理內(nèi)存的分塊大小都一致，但是如果不可以整除，會有部分浪費(fèi)，但是這種浪費(fèi)很小。
• 內(nèi)存、磁盤、程序都會被切塊，內(nèi)存卡的一塊叫做 頁框(頁幀)
• 程序的片段叫做頁面，頁面可以被裝入頁框中
• 磁盤的分塊叫做 磁盤塊
• 磁盤 程序 和 內(nèi)存 都按照4kb進(jìn)行切割，這樣程序?qū)?磁盤和內(nèi)存都很方便；切片的大小需要符合2的指數(shù)，2^0 = 1; 2^2 = 4;? 2^4 = 16;
• 為什么分塊使用4kb？？這個不確定，有1Kb、16kb和32kb，4kb最常用，都是2的n次方的整數(shù)倍
• 設(shè)置mmu，就可以實(shí)現(xiàn)對內(nèi)存、程序和磁盤的kb大小的選擇，切換1kb、4kb和16kb

頁表

• 內(nèi)存卡的分塊編號，從0開始排序，其編號也叫做物理塊號、頁框號、頁幀號
• 程序 切分，也會進(jìn)行編號，從0開始，其編號叫做頁號、頁面號
• 將內(nèi)存卡切分的編號和程序切分的編號對應(yīng)起來，叫做頁表。這個頁表存儲在內(nèi)存中，每個進(jìn)程都有自己的頁表。創(chuàng)建進(jìn)程的同時會創(chuàng)建pcb，pcb會存儲這個頁表的信息，從而讓操作系統(tǒng)找到這個頁表
• 頁表有倆列，好多行，第一列存儲頁號，存儲邏輯地址；第二列存儲物理塊號，也是物理地址
• 頁表項 是 頁表的一行
• 頁表 通過pcb被查詢到
• 頁表只能記錄塊和塊之間的映射關(guān)系，4kb 可以存儲很多的代碼，因此不會得到每一行代碼在哪一塊中的哪一行等相關(guān)信息

頁表、物理地址、邏輯地址三者之間的關(guān)系

• 數(shù)學(xué)關(guān)系
• 二進(jìn)制向左移1位表示十進(jìn)制除以2
• 人類視角? 十進(jìn)制 整除取整為頁號；求余為業(yè)內(nèi)偏移
• 機(jī)器視角? 二進(jìn)制 高位為頁號；低位為業(yè)內(nèi)偏移
• 32位 以4k作為一個頁，4k = 2^12 因此，低12位作為頁內(nèi)偏移，12到32位作為頁號；讀高20位得到哪一頁(頁號)，讀低12位知道屬于哪一行(業(yè)內(nèi)偏移)

• ?通過邏輯地址 -> 頁表(頁號) -> 通過頁表里面的邏輯地址和物理地址的對應(yīng)關(guān)系，找到物理塊號，將物理塊號 和 業(yè)內(nèi)偏移合并在一起就得到了物理地址
• 邏輯地址和物理地址里面的業(yè)內(nèi)偏移 是一一對應(yīng)的，因?yàn)榘殉绦蚯衅截惖絻?nèi)存，代碼里面的地址是相對的，起始到終止的差距就是業(yè)內(nèi)偏移。物理塊號代表這個物理塊開始的地址，加上這個代碼的業(yè)內(nèi)偏移，也就是物理塊結(jié)束的地址。
• 編號為何從0開始？整除取整直接得到頁號

基本分頁 基本地址變換機(jī)構(gòu)

• 對邏輯地址進(jìn)行上面的操作，就可以得到頁號，通過頁號查詢頁表，查詢到某一頁程序被裝載到內(nèi)存中哪一個物理塊里面，查詢到物理塊之后和業(yè)內(nèi)偏移量拼接在一起，構(gòu)成一個物理地址
• 上面這些需要使用到地址變換機(jī)構(gòu)，才可以得到業(yè)內(nèi)偏移等信息
• 邏輯地址 前20位表示頁號，后12位表示業(yè)內(nèi)偏移量。 通過頁號 和 匹配的物理塊號對應(yīng)，
• 頁表存儲在內(nèi)存里邊，頁表記錄的是頁號和物理塊號(頁框號)的對應(yīng)信息
• 頁表寄存器，存儲在cpu里面，前半段存儲頁表的起始地址，后半段存儲存儲頁表長度(程序放到內(nèi)存里邊執(zhí)行的時候最大的長度)。這個是唯一的，一級頁表，后面會有多級頁表，動態(tài)通過pcb進(jìn)行更新
• 頁表寄存器 相當(dāng)于給定指針 + 數(shù)據(jù)長度，得到的這一塊內(nèi)存就是存儲的頁表信息
• 頁表長度 存儲的是所有頁號的信息
• 頁表長度 *? 4KB = 程序的大小
• 頁號 大于 頁表長度，說明這個程序不屬于當(dāng)前程序，產(chǎn)生 越界中斷。如果小于 則屬于合法的，就可以進(jìn)行查表，CPU先根據(jù)頁表寄存器里邊存儲的頁表起始地址找到 頁表開始的地方，根據(jù)頁表存儲的頁號，在頁表里面查詢。通過頁號找到后面存儲的頁框號(物理塊號)，將頁框號(物理塊號) 和 業(yè)內(nèi)偏移量拼接在一起，就形成了物理地址
• pcb更新頁表寄存器的數(shù)值

考點(diǎn)

• 執(zhí)行一條指令一共會訪問幾次內(nèi)存？
• 執(zhí)行指令，需要物理地址，1，尋找物理地址，2，讀入cpu內(nèi)部，3，執(zhí)行指令
• 1，尋找物理地址：利用頁號到內(nèi)存里邊的頁表查詢物理塊號，拼接形成物理地址，一次訪問內(nèi)存
• 2，讀入cpu內(nèi)部，找到物理地址需要將指令拷貝到CPU的內(nèi)部，一次訪問內(nèi)存? ?然后執(zhí)行命令，一級頁表的前提下，需要訪問兩次內(nèi)存
• 如果是兩條指令 則是4次

具有快表的地址變換機(jī)構(gòu)

• 快表也是頁號和物理塊號的拼接，相對存儲在內(nèi)存中的頁表，快表存儲在頁表寄存器，是比頁表先一步被訪問。主要的目的是記錄先前曾經(jīng)訪問過的歷史記錄，類似于電腦的快捷訪問，為了減少訪問內(nèi)存的次數(shù)，但是存儲的條數(shù)很少。因?yàn)榇鎯υ诩拇嫫?#xff0c;因此CPU先調(diào)用寄存器很快，如果找不到才會訪問內(nèi)存。
• 因?yàn)榭毂頃４孀钚碌脑L問記錄，是一個動態(tài)更新的過程，因此在訪問內(nèi)部指令的時候有可能會查到有可能查不到，有一定的概率。這個叫做命中率，局部性原理 時間 + 空間
• 問題：執(zhí)行1條指令，命中率是90%，那么需要訪問幾次內(nèi)存？如果快表存在 1次；如果快表不存在需要兩次；乘上對應(yīng)的概率 總的訪問內(nèi)存次數(shù) = 0.9 * 1 + 2 * 0.1 = 1.1
• 因此：執(zhí)行10條指令，命中率是90%，那么需要訪問幾次內(nèi)存？ 10 * 1.1 = 11次，相較于沒有快表，2 * 10 = 20次
• 快表 命中率很高 是因?yàn)槌绦虻木植啃栽?#xff0c;也就是for等循環(huán)，在這個地方執(zhí)行很多次，局部原理 體現(xiàn)在時間和空間局部性

兩級頁表

• 引入兩級頁表的原因?
• 一級頁表 頁號 + 物理塊號 組成的頁表項，一共有n個頁表項
• 一個頁表項有多大？估計
• 估計的邏輯：1，邏輯地址 (程序最大空間) -> 2,頁面大小 (視情況而定，4kb、16kb) 3，做多分幾頁；4，頁號位數(shù)；5，估計頁表大小項?補(bǔ)充
• 頁表項確定之后，一個頁表項有多大 ，因?yàn)橐粋€頁表很大，如果多個頁表進(jìn)入內(nèi)存，會很卡，考慮到分頁的時候，程序和內(nèi)存都可以被分塊，頁表是不是也可以分塊？？
• 發(fā)明一個頁表，記錄頁表的切塊，變成了兩級頁表的概念

如何設(shè)計兩級頁表

• 條件：32位操作系統(tǒng) 4kb頁面大小 4B頁表項大小
• 設(shè)計
• 1，按照最大程序進(jìn)行切割
• 2，頁表切塊，塊大小 = 頁面大小
• 3，當(dāng)一個頁表可以裝在一個頁面之內(nèi)時，多級頁表就設(shè)計結(jié)束
• 4，邏輯地址切塊，塊位數(shù) = 該級頁表每塊容納的頁表項

如何設(shè)計多級頁表

• 條件：64位操作系統(tǒng) 4kb頁面大小 4B頁表項大小
• 設(shè)計
• 1，按照最大程序進(jìn)行切割
• 2，頁表切塊，塊大小 = 頁面大小
• 3，當(dāng)一個頁表可以裝在一個頁面之內(nèi)時，多級頁表就設(shè)計結(jié)束
• 4，邏輯地址切塊，塊位數(shù) = 該級頁表每塊容納的頁表項

虛擬內(nèi)存

引入請求分頁的原因

• 將QQ程序拷貝到磁盤，由于文件管理，將qq程序在磁盤上進(jìn)行存儲。運(yùn)行的時候，將QQ程序從磁盤拷貝到內(nèi)存，QQ程序的登錄界面只會執(zhí)行一次，體現(xiàn)了一次性，如果他只執(zhí)行一次卻一直留在內(nèi)存會導(dǎo)致內(nèi)存的浪費(fèi)，駐留性。因此 需要優(yōu)化一次性和駐留性，
• 優(yōu)化的依據(jù)，程序的局部性原理，程序中有太多的循環(huán)，太多的模塊
• 如何優(yōu)化，按照需要分批裝入、調(diào)出? ->? 請求分頁存儲管理? （虛擬內(nèi)存）
• 請求分頁管理的操作流程? ->? 運(yùn)行程序之前，為程序分配小于整體大小的內(nèi)存空間，比如先裝入登錄模塊的程序，登錄完成之后，將登錄模塊的程序調(diào)出，將需要的程序按照需要逐個裝入。

請求分頁的工作原理

• 在內(nèi)存的一個地方存儲一個QQ程序的頁表，查詢頁表實(shí)現(xiàn)邏輯地址和物理地址的轉(zhuǎn)換，從而得到程序的片段存儲到物理磁盤的哪一個塊里面，以及存儲在物理塊里面的哪一行
• 在cpu的內(nèi)部存儲一個快表，快表是程序的頁表歷史記錄的備份。因?yàn)榛痉猪?#xff0c;頁表是存儲的QQ程序切割之后存儲到內(nèi)存中物理塊的對應(yīng)的邏輯信息
• 請求分頁的工作原理：1，大致的流程一致，但是頁表記錄的信息不一樣。因?yàn)榘凑招枨?#xff0c;需要將文件切片動態(tài)的植入換出，這就需要記錄哪些頁面已經(jīng)在內(nèi)存中，頁面執(zhí)行的次數(shù)等信息，因此引出了（置換算法），動態(tài)將需要的頁面放入內(nèi)存中，替代先前的使用過的，不需要的頁面
• 基本分頁頁表 記錄了每一塊的邏輯地址和物理地址的對應(yīng)關(guān)系；但是 對請求分頁頁表而言，有的時候找不到，這個塊還沒有裝載到內(nèi)存中，需要將這個塊替換到內(nèi)存中分配的駐留集里面來使用。
• 相較于基本分頁，請求分頁對邏輯地址和物理地址的對應(yīng)關(guān)系雖然也需要通過頁表，但是并不簡簡單單，期間多了mmu，虛擬地址到物理地址翻譯

助留集 和 工作集是一個意思

• 二者是一個概念，就是操作系統(tǒng)給單個進(jìn)程分配的幾個物理框所裝的頁面的集合
• 每次程序運(yùn)行的時候需要將程序從磁盤拷貝到內(nèi)存，根據(jù)生存時間的不同分為主程序頁面 (常駐內(nèi)存的頁面)? 和? 子程序頁面
• 比如 主程序界面作為一個界面UI，這個常駐內(nèi)存，除非程序退出或者異常退出；而不同的功能就是子程序，需要的時候調(diào)入內(nèi)存執(zhí)行，使用完之后調(diào)出內(nèi)存
• 駐留集的大小：不能過大，如果過大，退化為基本頁表，浪費(fèi)內(nèi)存；如果過小，置換頁面發(fā)生頻繁，運(yùn)行程序的時候會很卡；要適中，相對的概念

三種策略? 分配助留集的大小的策略

• 固定分配局部置換：計劃經(jīng)濟(jì)策略，非常死板，計劃趕不上變化，程序是變化的；局部是指按照需求，所需的只可以替換自己事先分配好的頁面
• 可變分配全局替換：低級的市場經(jīng)濟(jì)策略，盲目擴(kuò)大生產(chǎn)，產(chǎn)業(yè)泡沫；如果程序需要更大的內(nèi)存空間，會進(jìn)一步動態(tài)增加駐留集的大小，但是會導(dǎo)致裝入程序的數(shù)量下降，先前分配給程序的駐留集不會減少；
• 可變分配局部替換：高級的市場經(jīng)濟(jì)策略，抽肥補(bǔ)瘦，動態(tài)調(diào)整，十分靈活；減少缺頁率。每個程序所需要的駐留集的大小是動態(tài)調(diào)整的
• 缺頁率 ：當(dāng)分配的物理塊(駐留集)一定的時候，調(diào)入和調(diào)出的頻率是成正比
• 可變分配局部替換在n1 n2之間動態(tài)變化，協(xié)調(diào)缺頁率和物理塊數(shù)量之間的關(guān)系

頁表改進(jìn) 和 缺頁中斷

• 基本分頁是將程序所有的內(nèi)容拷貝到內(nèi)存中；請求分頁是按照需要將需要的裝入內(nèi)存，動態(tài)裝載調(diào)出
• 請求分頁頁表 具體列（字段）如下
• 頁號 0 - n
• 物理塊號?
• 狀態(tài)位 有效位，標(biāo)志是否在內(nèi)存中，否則缺頁中斷，并且進(jìn)入阻塞狀態(tài)；如果物理塊有數(shù)據(jù)，但是狀態(tài)為0，表示并沒有被裝入，狀態(tài)位控制物理塊是否有效；有效的位數(shù)要小于駐留集的大小；如果產(chǎn)生缺頁中斷，利用調(diào)度算法從磁盤將需要的頁拷貝到內(nèi)存
• 外存地址 磁盤塊號，如果需要的頁不在內(nèi)存，需要從磁盤塊導(dǎo)入頁
• 為置換算法提供參考使用的參數(shù) 訪問字段（統(tǒng)計使用，區(qū)分程序是長期使用還是短期使用，執(zhí)行次數(shù)越少的越容易被調(diào)出）、修改位（對于變量的數(shù)值修改需要從內(nèi)存改回磁盤）、使用位（clock算法使用）等
• 如果需要的頁不在內(nèi)存中 就會產(chǎn)生缺頁中斷，然后從磁盤里面取頁面到內(nèi)存中，替換

頁面調(diào)度時機(jī)

• 程序開始運(yùn)行的時候，使用預(yù)調(diào)頁策略（局部性原理），程序員指定的，main函數(shù)，操作系統(tǒng)底層將其作為程序的入口
• 程序的運(yùn)行過程中 修改請求頁表相關(guān)信息
• 程序運(yùn)行中，發(fā)生缺頁時，比如程序啟用不同的功能；調(diào)入一頁頁面，請求調(diào)頁策略，（頁面置換算法），使用硬件中斷，中斷處理程序，啟用頁面置換算法，將新的頁面替換舊的頁面

置換算法

OPT頁面置換算法 最佳? 向未來看

• 算法思想：淘汰以后永不訪問 或者 將來最長時間不再訪問的頁面
• 算法特點(diǎn)：不可以預(yù)測未來，因此這個算法不能實(shí)現(xiàn)
• 推斷出? ?缺頁中斷次數(shù) / 頁面置換次數(shù)? ?
• 缺頁次數(shù) -? 頁面置換? =? 工作集(駐留集)
• 理想化，很難實(shí)現(xiàn)，因此其余算法是不可能超過他的
• 發(fā)生缺頁中斷的時候 除了剛開始沒有數(shù)據(jù)，剩余的都會發(fā)生頁面置換
• 下面的例子 發(fā)生了9次缺頁中斷

FIFO頁面置換算法

• 算法思想：淘汰先調(diào)入的頁面，隊列實(shí)現(xiàn)?
• 算法特點(diǎn)：簡單、性能差、且有belady異常
• 推斷出 缺頁中斷次數(shù)/頁面置換次數(shù)
• 15次中斷 15-3 = 12次 頁面置換

LRU算法 最近未使用算法? 向歷史看

• 算法思想：淘汰最近未使用的頁面 （使用過去來預(yù)測未來）
• 算法特點(diǎn)：性能優(yōu)異，接近最佳置換算法，需要硬件棧的支持，開銷極大
• 推斷出?缺頁中斷次數(shù) / 頁面置換次數(shù)

CLOCK算法 又叫NRU（Not recently used）

• 算法思想：通過鐘表掃描法，淘汰最近未使用的頁面（頁表增加一個使用位）首次裝入置1；再次訪問置1；掃描時將1變?yōu)?
• 算法特點(diǎn)：由于最近未使用和最久未使用的思想接近，因此CLOCK 算法和LRU算法性能很接近
• 推斷出?缺頁中斷次數(shù) / 頁面置換次數(shù)
• 但是CLOCK算法性能更高，不需要硬件，而LRU算法需要硬件棧的支持

改進(jìn)CLOCK算法

• 算法思想：通過鐘表掃描法，淘汰最近未使用的頁面中未修改頁面
• (u,m) use modify
• (0,0) 未使用未修改
• (0,1) 未使用已修改
• (1,0) 已使用未修改
• (1,1) 已使用已修改
• 算法特點(diǎn)：相比CLOCK算法，減少了頁面回寫磁盤的概率，從而省卻了回寫的時間 (I/O時間)
• 對變量的數(shù)值修改會導(dǎo)致內(nèi)存和磁盤數(shù)據(jù)的不一致，因此要根據(jù)修改的內(nèi)容更改磁盤數(shù)據(jù)；先淘汰未使用的，就減少更新數(shù)據(jù)所帶來的IO操作
• 算法步驟：1，按照鐘表掃描法，尋找(0,0)用于替換，找不到就進(jìn)行第二步；2，重新執(zhí)行鐘表掃描算法，尋找(0,1)用于替換，在掃描中，將(1,0)改為（0，0），（1，1）改為（0，1），找不到回到第1步
• 注意事項：第1步只查不修改；第二步邊查邊修改
• 改進(jìn)CLOCK算法更加細(xì)膩

從何處調(diào)入頁面，調(diào)出的頁面存放在哪里？

• 臨時存放程序的副本 -> 磁盤必須要有一塊對換區(qū)（swap）
• 可修改程序 ->? 變量 （已修改 / 未修改）；可修改程序如果已經(jīng)修改，回寫磁盤，寫到對換區(qū)里面的程序副本里面
• 不可修改程序 常量
• 如果對換區(qū)很大的時候，每次運(yùn)行的時候，將程序拷貝到對換區(qū)，程序運(yùn)行的時候，是將對換區(qū)里面的程序拷貝到內(nèi)存
• 對換區(qū)大小問題（運(yùn)行程序，將程序從文件夾拷貝一份到磁盤的對換區(qū)，然后從兌換區(qū)拷貝程序到內(nèi)存區(qū)）
• 對換區(qū)足夠大，從磁盤的對換區(qū)將數(shù)據(jù)文件拷貝到內(nèi)存
• 對換區(qū)不夠大，對換區(qū)只裝入可修改程序，不裝入不修改程序，不可修改程序從程序安裝文件夾讀取
• unix 方式：讀取文件都是從程序安裝文件里面，但是回調(diào)的時候，無論是可修改程序還是不可修改程序都寫到對換區(qū)里面；然后第二次以后就會從對換區(qū)進(jìn)行數(shù)據(jù)交互
• 1，從何處調(diào)入頁面？從磁盤的對換區(qū)將數(shù)據(jù)文件拷貝到內(nèi)存
• 2，調(diào)出的頁面存放在哪里？將修改的內(nèi)容回寫到對換區(qū)，不可修改程序不會回寫到文件夾
• 不對源文件進(jìn)行操作，防止不同用戶之間的數(shù)據(jù)干擾
• 程序安裝目錄是原件，對換區(qū)拷貝的是程序的副本

虛擬內(nèi)存的大小

• 虛擬內(nèi)存 小于等于 邏輯地址支持的最大空間(軟件限制) 軟件支持的容量很大，不需要考慮，一般硬件限制就是虛擬內(nèi)存可以支持的最大內(nèi)存
• 磁盤裝載大程序的一部分 + 內(nèi)存裝載大程序的一部分，合起來使大程序在小內(nèi)存內(nèi)運(yùn)行，通過對換區(qū)，實(shí)現(xiàn)數(shù)據(jù)的交互
• 64位OS -> 2^32 * 4GB
• 32位OS -> 4GB
• 虛擬內(nèi)存 小于等于 （內(nèi)存卡 + 磁盤）硬件限制
• 用小內(nèi)存運(yùn)行大程序
• 考題形式：在一臺實(shí)現(xiàn)了虛擬內(nèi)存技術(shù)的計算機(jī)里面，最大支持運(yùn)行多大的軟件
• 游戲由程序、數(shù)據(jù)、模型(人物)、過渡動畫等組成

抖動現(xiàn)象

• 發(fā)生時間：如果駐留集不夠大的話，置換頁面時就可能會產(chǎn)生抖動現(xiàn)象(對換區(qū) 和 內(nèi)存區(qū) 之間交換數(shù)據(jù))，又叫顛簸
• 特點(diǎn)：1，頻率高；2，來來回回

虛擬地址和物理地址之間的翻譯

CPU執(zhí)行一條指令的過程

• 通過地址翻譯，由虛擬地址得到物理地址（先查快表，再查頁表）
• 通過物理地址，將指令讀到CPU內(nèi)的寄存器（ALU）里面執(zhí)行
• 頁表 ：頁號、物理塊號、有效位 三個最關(guān)鍵
• 快表查詢：直接映射(Hash查找)、全相聯(lián)映射、組相聯(lián)映射
• 全相聯(lián)映射：快表和頁表一樣，查詢的時候需要從頭查到尾
• 因?yàn)?全相聯(lián)映射 內(nèi)部存儲的條目是無序的，查詢比較浪費(fèi)時間，因此改進(jìn)為組相聯(lián)映射
• 2路組相聯(lián)映射，是指將先前的兩個條目組合在一起，形成一組，相較于先前的全相聯(lián)映射多了組索引、TLB索引，他倆是通過 頁號 進(jìn)行分解得到的。
• 虛擬地址（邏輯地址結(jié)構(gòu)）：將先前全相聯(lián)映射中的頁號p化為TLB標(biāo)記和組索引、業(yè)內(nèi)偏移w不變；
• 如果是8條目2路組相聯(lián)，分成四組，將頁號的后兩位（00，01，10，11表示組號）作為組索引，剩余的作為TLB，在組索引唯一的條件下，TLB是唯一的標(biāo)識
• 只有地位作為組索引，高位仍然滿足遞增序列，且唯一

虛擬內(nèi)存-虛擬地址到物理地址的翻譯 例題

系統(tǒng)滿足如下條件，

• 有一個TLB與一個datacahe
• 存儲器以字節(jié)為單位進(jìn)行編址 ；以字節(jié)為單位進(jìn)行編址，一行8bit作為一個地址，一行作為0；兩個字節(jié)為單位進(jìn)行編址，將先前的兩行編為0；全字，四個字節(jié)編址
• 虛擬地址14位
• 物理地址12位
• 頁面大小64B
• TLB四路組相聯(lián)，共16個條目
• data cache是物理地址，直接映射，行大小為4字節(jié)，總共16組
• 請翻譯虛擬地址
• 0x03d4 ;
• 0x00f1 ;
• 0x0229；
• 有快表，先到快表里面查詢，將虛擬地址按照快表的格式進(jìn)行切分

?

基本分段管理

• 基本分頁是將程序所有文件以4kb作為一個切塊，存儲在磁盤的一段空間；基本分段是按照功能或者模塊將相關(guān)聯(lián)的代碼作為一個整體，分散存儲在磁盤中
• 分段的好處：程序多開時可以共享數(shù)據(jù)；分段可以實(shí)現(xiàn)程序多開，或者多個程序公用一個程序段
• 比如qq程序開了兩個，登錄不同的qq號，但是有些功能是共享的，比如網(wǎng)絡(luò)，因此將網(wǎng)絡(luò)的代碼進(jìn)行復(fù)用

如何進(jìn)行程序分段

• 按照程序(進(jìn)程)自然段進(jìn)行劃分，這個流程是由編譯器決定的
• 段長：每段段長都可能不一樣，和程序本身的結(jié)構(gòu)相關(guān)
• 分頁有頁表，記錄程序轉(zhuǎn)入到內(nèi)存的位置，那么分段也應(yīng)該有段表，功能一致，記錄
• 頁表：記錄程序的哪一頁被記錄到內(nèi)存中的哪一塊
• 段表：記錄程序的哪一段被記錄到內(nèi)存中的哪一塊

段表

• 基本分段的段表，每個進(jìn)程都有自己的段表
• 段號、段長、內(nèi)存起始地址（因?yàn)槎伍L不一樣，不可以向頁表一樣，使用物理塊號（等分），因?yàn)槊恳粔K大小都是4kb，因此可以通過 物理塊號 * 4kb 計算得到物理地址）
• 通過段表 共享數(shù)據(jù)
• 分頁存儲管理通過查詢快表和頁表，將邏輯地址翻譯為物理地址，從而cpu可以到具體的位置執(zhí)行指令

物理地址、邏輯地址和段表之間的關(guān)系

• 段號、段內(nèi)偏移
• 段內(nèi)偏移w：由于每一個程序段的大小不一樣，以最大的作為段內(nèi)偏移
• 到段表查詢，得到物理的起始地址b，則物理地址等于b + w

• 低16位表示段內(nèi)偏移 請翻譯邏輯地址 0x000301F4

分段地址變換機(jī)構(gòu)

• 計算機(jī)步驟
• 1，根據(jù)邏輯地址的前幾位得到段號，如果段號大于段表存儲的最大長度(段表長度)，則產(chǎn)生越界中斷，否則合法
• 2，如果合法 通過起始位置 + 段號 * 段表項長度 =? 段表項地址? ?得到段表項地址b
• 3，通過 E=b+w? 段表項地址 + 段內(nèi)偏移 = 物理地址
• cpu執(zhí)行一條指令 需要訪問幾次內(nèi)存？兩次? 1，地址翻譯，需要查詢段表，得到物理地址；2，通過物理地址到內(nèi)存讀取cpu指令到cpu內(nèi)部執(zhí)行

分頁和分段的地址空間維度

• 分頁的地址空間是一維的，因?yàn)橹灰o定頁面大小這一個參數(shù)就可以劃分邏輯地址的結(jié)構(gòu)，比如每個大小都是4kb，（4kb = 2^12B）因此業(yè)內(nèi)偏移是12位，頁號占了20位
• 分段的地址空間是二維的，不可以通過段長計算段號和段內(nèi)偏移的位數(shù)，因?yàn)槊慷蔚拈L度都不一樣，因此需要給出這兩個參數(shù)

基本段頁式管理（綜合段式 和 頁式）

引入段頁式原因

• 頁式存儲管理：通過程序與內(nèi)存的切成小塊，分散和分配內(nèi)存，減少內(nèi)存碎片，提高內(nèi)存利用率。機(jī)器的角度
• 段式存儲管理：通過將程序先按照自然段（模塊）進(jìn)行分段，達(dá)到通用段可以共享的目的。從人類的角度出發(fā)
• 段頁式存儲管理：先將程序按照自然段進(jìn)行分段，再將每個自然段切成等大的頁。從而匯聚兩者的優(yōu)勢

如何分段和如何分頁

• 先分段 再分頁
• 分段，由編譯器完成，將自然段進(jìn)行分段
• 分頁，將分號的段按照4kb進(jìn)行切分，每4kb作為一個頁，不足4kb的碎片，會出現(xiàn)不足一頁的情況 ，這樣的內(nèi)部碎片很小且很少
• 因?yàn)榉殖啥蔚臄?shù)量就很少，而且僅僅在最后的時候會產(chǎn)生碎片，因此碎片很小且很少

段表和頁表

• 段表和頁表配合使用之后，先前的段表記錄段號、段長和段起始地址變成了，段號、段長（頁表長度）和頁表起始地址
• 因?yàn)閷γ總€段進(jìn)行分頁，因此每個段都有自己的頁表起始地址
• 只有一個段表，段表中的每個段表項都有自己對應(yīng)的頁表
• 還實(shí)現(xiàn)不了邏輯地址和物理地址的轉(zhuǎn)換，需要更進(jìn)一步操作

物理地址、邏輯地址、段表、頁表之間的關(guān)系

• 頁號p 業(yè)內(nèi)偏移w ： 分頁的邏輯結(jié)構(gòu)? -> 查詢頁表? 得到物理地址?物理塊號b b|w
• 段號s 段內(nèi)偏移w ：?分段的邏輯結(jié)構(gòu)? -> 查詢段表??得到物理地址?物理塊號b b+w
• 段號s 頁號p 業(yè)內(nèi)偏移w ： 段頁式邏輯結(jié)構(gòu) ->? 先查段表再查頁表（因?yàn)橄确侄卧俜猪?#xff09;

段頁式地址變換機(jī)構(gòu)

• 將邏輯地址變換成物理地址
• 1，取出段號S和段號表存儲的段號比較，如果大于等于最大段表長度，則報越界中斷錯誤；如果小于等于段表長度，查詢頁表；通過起始地址 + 段號 *? 段表項長度 計算得到頁表
• 頁表的計算方式一樣，得到物理塊號
• 物理塊號b 和 段內(nèi)偏移w 得到物理地址 b|w
• cpu執(zhí)行一條指令需要執(zhí)行幾次內(nèi)存？一共需要三次
• 1，地址翻譯，需要查詢段表，查詢頁表，得到物理地址；兩次
• 2，通過物理地址到內(nèi)存讀取cpu指令到cpu內(nèi)部執(zhí)行? ?一次

?

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的操作系统 内存管理相关知识的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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