分层结构

内存
cpu
外设

操作系统最核心的部分就是放在内核中

时钟管理
中断处理
原语：处于操作系统最底层，与硬件直接接触
进程管理、存储器管理等

操作系统内核需要运行在内核态
非内核功能运行在用户态

大内核

大内核的体系结构：

**所有的内核部分都是运行在内核态。 **

优缺点：

优点：

**高性能 **

缺点：

内核庞大，结构混乱，难以维持。

微内核

微内核的体系结果

对比大内核，他只将
这些作为内核部分运行在内核态

优缺点：

优点：

内核功能少，结构清晰，方便维持。

缺点：

需要频繁的在用户态和内核态之间切换，性能低。

地址空间 & 地址生成

就上图而言， p1, p2 ,p3 ,p4 这四个进程在执行相对应的应用程序，假设p1 先执行， p4 最后执行，那么我们就可以暂时将p4所需要的资源放到磁盘中，暂缓放到内存中。而将真正需要内存的p1所需要的资源放到内存中。

内存管理目标

抽象：逻辑地址空间
保护：独立地址空间
共享：访问相同内存
虚拟：更多的地址空间

内存管理方法

程序重定位
分段
分页
虚拟内存
按需分页虚拟内存

实现高度依赖于硬件, 其中**内存管理单元(MMU)**负责处理CPU的内存访问请求

地址空间的定义 & 生成

物理地址空间： —–直接对应硬件支持的地址空间
逻辑地址空间： ——-一个运行的程序，他所看到的空间（所拥有的内存范围），是一个一维的线性空间
两者的映射关系是由操作系统去协调

逻辑地址是如何对应到物理地址的？

通过MMU表达了这种映射关系

当cpu要执行某个指令的时候，ALU部件（计算机组成原理中的内容）需要这条指令的内容。（也就是逻辑地址的内存内容）
内存管理单元(MMU)查询逻辑映射表寻找在逻辑地址和物理地址之间的映射是否存在。
控制器通过总线向主存发送在物理地址的内存内容的请求

确保访问的内存地址合法

通过下面的步骤进行检查

连续内存分配

内存的碎片问题

空闲内存不能被利用
外部碎片（在分配单元之间的未使用内存）
内部碎片（在分配单元中的未使用内存）

分区的动态分配

**简单的内存管理方法： **

当应用程序准许运行时，分配一个连续的区间
分配一个连续的内存区间给运行的程序以访问数据

分配策略

首次适配（第一匹配分配）
最优适配
最差适配

首次分配算法

按照地址顺序的空间块列表
分配需要寻找一个合适的分区

如果有，那么就需要检查，看是否自由分区能够合并于相邻的空闲分区

最优适配算法

** 在内存中找到最小的空闲块, 分配给应用程序**

为了避免分割大的空闲块
为了最小化外部碎片产生的尺寸
需求：
- 按照尺寸排序的空闲块列表
- 分配需要寻找一个合适的分区
- 重新分配需要搜索及合并于相邻的空闲分区

最差匹配算法

为了避免有太多微小的碎片
需求：

按尺寸排列的空闲块列表
分配很快（获得最大的分区）
重新分配需要合并于相邻的空闲分区，如有，需要调整空闲块列表

三种优缺点比较

分配方式	第一匹配分配	最优适配分配	最差适配分配
优势	简单 / 易于产生更大空闲块	比较简单 / 大部分分配是小尺寸时高效	分配很快 / 大部分分配是中尺寸时高效
劣势	产生外部碎片 / 不确定性	产生外部碎片 / 重分配慢 / 产生很多没用的微小碎片	产生外部碎片 / 重分配慢 / 易于破碎大的空闲块以致大分区无法被分配

压缩式碎片整理

压缩式碎片整理
- 重置程序以合并碎片
- 要求所有程序是动态可重置的
- 问题 :
  - 何时重置 ? (在程序处于等待状态时才可以重置)
  - 需要考虑内存拷贝的开销

交换式碎片整理

交换式碎片整理
- 运行程序需要更多的内存时，抢占等待的程序并且回收它们的内存
- 问题 :
  - 哪些程序应该被回收 ?
- 情况 :运行中 : P3等待中 : P1 P2 P4内存分布 -> 主存 : OS / P1 / P3 / P2 / P4 磁盘 : 空当P3程序需要更大的内存时 ->内存分布 -> 主存 : OS / P1 / P3 / P2 磁盘 : P4

非连续内存分配

为什么要分连续内存分配管理方式？

答：连续分配的缺点就是会带来各种缺点，内存利用率低，外碎片、内碎片等问题。
随意** **
非连续分配的优点：

一个程序的物理地址空间时非连续的
更好的内存利用和管理
允许共享代码与数据
支持动态加载和动态链接

**非连续内存分配机制的缺点： **

如果建立虚拟地址和物理地址之间的转换
1. 软件方案
2. 硬件方案

两种硬件方案：

分段机制
分页机制

分段机制

程序的分段地址空间

在程序中会有来自不同文件的函数 ; 在程序执行时, 不同的数据也有不同的字段, 比如 : 堆 / 栈 / .bss / .data 等
分段 : 更好的分离和共享
程序的分段地址空间如下图所示 :

分段寻址方案

逻辑地址空间连续，但是物理地址空间不连续，使用映射机制进行关联.
一个段 : 一个内存”块”
程序访问内存地址需要 : 一个二维的二元组(s, addr) → (段号, 地址)
操作系统维护一张段表, 存储(段号, 物理地址中的起始地址, 长度限制)
物理地址 : 段表中的起始地址 + 二元组中的偏移地址

硬件实现方案：

分页机制

分页地址空间

需要知道页号 + 页类的偏移
划分物理内存至固定大小的帧(Frame)

大小是2的幂, 512 / 4096 / 8192

划分逻辑地址空间至相同大小的页(Page)

大小是2的幂, 512 / 4096 / 8192

建立方案 → 转换逻辑地址为物理地址(pages to frames)

页表
MMU / TLB

帧(Frame)

物理内存被分割为大小相等的帧. 一个内存物理地址是一个二元组(f, o) → (帧号, 帧内偏移)
帧号 : F位, 共有2^F个帧
帧内偏移 : S位, 每帧有2^S个字节
物理地址 = 2^S * f + o
(例子 : 16-bit地址空间, 9-bit(512 byte) 大小的页帧物理地址 = (3,6) 物理地址 = 2^9 * 3 + 6 = 1542)
分页和分段的最大区别 : 这里的 S 是一个固定的数, 而分段中的长度限制不定

页(Page)

一个程序的逻辑地址空间被划分为大小相等的页. 页内偏移的大小 = 帧内偏移的大小页号大小 <> 帧号大小
一个逻辑地址是一个二元组(p, o) → (页号, 页内偏移)
页号 : P位, 共有2^P个页
页内偏移 : S位, 每页有2^S个字节
虚拟地址 = 2^S * p + o
页的寻址机制

页映射到帧
页是连续的虚拟内存
帧是非连续的物理内存
不是所有的页都有对应的帧

分页机制的偏移大小是固定的。

页表

页表结构

页表的概述

每一个运行的程序都有一个页表

属于程序运行状态, 会动态变化
PTBR : 页表基址寄存器

转化后备缓冲区（TLB）

他是一块特殊的缓冲地。也可以说是cache。有效的解决了访问速度的问题。

也就是缓解时间问题

Translation Look-aside Buffer(TLB) 是一个缓冲区. CPU中有快表TLB(可以将经常访问的页表存放在这边)

缓存近期访问的页帧转换表项

TLB使用关联内存实现, 具备快速访问性能
如果TLB命中, 物理页号可以很快被获取
如果TLB未命中, 对应的表项被更新到TLB中(x86的CPU由硬件实现, 其他的可能是由操作系统实现)

逻辑框图

页表的缓冲流程

CPU根据程序的page的页号的若干位, 计算出索引值index, 在页表中搜索这个index, 得到的是帧号, 帧号和原本的offset组成物理地址.

二级/多级页表

上述我们可以知道，页表可以解决时间上的问题，但是如何解决空间上的问题呢？

这里我们可以通过二级页表乃至多级页表来解决

也就是我们常说的时间换空间

二级页表：

将页号分为两个部分, 页表分为两个, 一级页号对应一级页表, 二级页号对应二级页表.
一级页号查表获得在二级页表的起始地址, 地址加上二级页号的值, 在二级页表中获得帧号
节约了一定的空间, 在一级页表中如果resident bit = 0, 可以使得在二级页表中不存储相关index,而只有一张页表的话, 这一些index都需要保留