本文主要参考两篇博客，读后整理出来，以供大家阅读，链接如下：

http://blog.jobbole.com/95499/?hmsr=toutiao.io&utm_medium=toutiao.io&utm_source=toutiao.io

http://blog.xiaohansong.com/2015/10/05/Linux%E5%86%85%E5%AD%98%E5%AF%BB%E5%9D%80%E4%B9%8B%E5%88%86%E9%A1%B5%E6%9C%BA%E5%88%B6/?hmsr=toutiao.io&utm_medium=toutiao.io&utm_source=toutiao.io

本文主要内容：

本文讲述操作系统对于内存的管理的过去和现在，以及一些页替换的算法的介绍。

进程的简单介绍

进程是占有资源的最小单位，这个资源当然包括内存。在现代操作系统中，每个进程所能访问的内存是互相独立的（一些交换区除外）。而进程中的线程所以共享进程所分配的内存空间。

在操作系统的角度来看，进程=程序+数据+PCB(进程控制块)。

没有内存抽象

在早些的操作系统中，并没有引入内存抽象的概念。程序直接访问和操作的都是物理内存。比如当执行如下指令时:

1

mov reg1,1000

这条指令会毫无想象力的将物理地址1000中的内容赋值给寄存器。不难想象，这种内存操作方式使得操作系统中存在多进程变得完全不可能，比如MS-DOS，你必须执行完一条指令后才能接着执行下一条。如果是多进程的话，由于直接操作物理内存地址，当一个进程给内存地址1000赋值后，另一个进程也同样给内存地址赋值，那么第二个进程对内存的赋值会覆盖第一个进程所赋的值，这回造成两条进程同时崩溃。

没有内存抽象对于内存的管理通常非常简单，除去操作系统所用的内存之外，全部给用户程序使用。或是在内存中多留一片区域给驱动程序使用，如图1所示。



第一种情况操作系统存于RAM中，放在内存的低地址，第二种情况操作系统存在于ROM中，存在内存的高地址，一般老式的手机操作系统是这么设计的。

如果这种情况下，想要操作系统可以执行多进程的话，唯一的解决方案就是和硬盘搞交换，当一个进程执行到一定程度时，整个存入硬盘，转而执行其它进程，到需要执行这个进程时，再从硬盘中取回内存，只要同一时间内存中只有一个进程就行，这也就是所谓的交换（Swapping）技术。但这种技术由于还是直接操作物理内存，依然有可能引起进程的崩溃。

所以，通常来说，这种内存操作往往只存在于一些洗衣机，微波炉的芯片中，因为不可能有第二个进程去征用内存。

内存抽象

为了解决直接操作内存带来的各种问题，引入的地址空间(Address Space),这允许每个进程拥有自己的地址。这还需要硬件上存在两个寄存器，基址寄存器(base register)和界址寄存器(limit register),第一个寄存器保存进程的开始地址，第二个寄存器保存上界，防止内存溢出。在内存抽象的情况下，当执行

mov reg1,20

这时，实际操作的物理地址并不是20，而是根据基址和偏移量算出实际的物理地址进程操作，此时操作的实际地址可能是:

mov reg1,16245

在这种情况下，任何操作虚拟地址的操作都会被转换为操作物理地址。而每一个进程所拥有的内存地址是完全不同的，因此也使得多进程成为可能。

但此时还有一个问题，通常来说，内存大小不可能容纳下所有并发执行的进程。因此，交换(Swapping)技术应运而生。这个交换和前面所讲的交换大同小异,只是现在讲的交换在多进程条件下。交换的基本思想是，将闲置的进程交换出内存，暂存在硬盘中，待执行时再交换回内存，比如下面一个例子，当程序一开始时，只有进程A，逐渐有了进程B和C，此时来了进程D，但内存中没有足够的空间给进程D，因此将进程B交换出内存，分给进程D。如图2所示。



通过图2，我们还发现一个问题，进程D和C之间的空间由于太小无法另任何进程使用，这也就是所谓的外部碎片。一种方法是通过紧凑技术(Memory Compaction)解决，通过移动进程在内存中的地址，使得这些外部碎片空间被填满。还有一些讨巧的方法，比如内存整理软件，原理是申请一块超大的内存，将所有进程置换出内存，然后再释放这块内存，从而使得从新加载进程，使得外部碎片被消除。这也是为什么运行完内存整理会狂读硬盘的原因。另外，使用紧凑技术会非常消耗CPU资源，一个2G的CPU没10ns可以处理4byte,因此多一个2G的内存进行一次紧凑可能需要好几秒的CPU时间。

进程内存是动态变化的

实际情况下，进程往往会动态增长，因此创建进程时分配的内存就是个问题了，如果分配多了，会产生内部碎片，浪费了内存，而分配少了会造成内存溢出。一个解决方法是在进程创建的时候，比进程实际需要的多分配一点内存空间用于进程的增长。一种是直接多分配一点内存空间用于进程在内存中的增长，另一种是将增长区分为数据段和栈（用于存放返回地址和局部变量）,如图3所示。

空间不足的解决方案

当预留的空间不够满足增长时，操作系统首先会看相邻的内存是否空闲，如果空闲则自动分配，如果不空闲，就将整个进程移到足够容纳增长的空间内存中，如果不存在这样的内存空间，则会将闲置的进程置换出去。

内存的管理策略

当允许进程动态增长时，操作系统必须对内存进行更有效的管理，操作系统使用如下两种方法之一来得知内存的使用情况，分别为1)位图(bitmap) 2)链表

使用位图，将内存划为多个大小相等的块，比如一个32K的内存1K一块可以划为32块，则需要32位（4字节）来表示其使用情况，使用位图将已经使用的块标为1，位使用的标为0.而使用链表，则将内存按使用或未使用分为多个段进行链接，这个概念如图4所示。



使用链表中的P表示进程，从0-2是进程，H表示空闲，从3-4表示是空闲。

使用位图表示内存简单明了，但一个问题是当分配内存时必须在内存中搜索大量的连续0的空间，这是十分消耗资源的操作。相比之下，使用链表进行此操作将会更胜一筹。还有一些操作系统会使用双向链表，因为当进程销毁时，邻接的往往是空内存或是另外的进程。使用双向链表使得链表之间的融合变得更加容易。

还有，当利用链表管理内存的情况下，创建进程时分配什么样的空闲空间也是个问题。通常情况下有如下几种算法来对进程创建时的空间进行分配。

 临近适应算法(Next fit)—从当前位置开始，搜索第一个能满足进程要求的内存空间
 最佳适应算法(Best fit)—搜索整个链表，找到能满足进程要求最小内存的内存空间
 最大适应算法(Wrost fit)—找到当前内存中最大的空闲空间
 首次适应算法(First fit) —从链表的第一个开始，找到第一个能满足进程要求的内存空间

虚拟内存(Virtual Memory)

虚拟内存是现代操作系统普遍使用的一种技术。前面所讲的抽象满足了多进程的要求，但很多情况下，现有内存无法满足仅仅一个大进程的内存要求(比如很多游戏，都是10G+的级别)。在早期的操作系统曾使用覆盖(overlays)来解决这个问题，将一个程序分为多个块，基本思想是先将块0加入内存，块0执行完后，将块1加入内存。依次往复，这个解决方案最大的问题是需要程序员去程序进行分块，这是一个费时费力让人痛苦不堪的过程。后来这个解决方案的修正版就是虚拟内存。

虚拟内存的基本思想是，每个进程有用独立的逻辑地址空间，内存被分为大小相等的多个块,称为页(Page).每个页都是一段连续的地址。对于进程来看,逻辑上貌似有很多内存空间，其中一部分对应物理内存上的一块(称为页框，通常页和页框大小相等)，还有一些没加载在内存中的对应在硬盘上，如图5所示。



由图5可以看出，虚拟内存实际上可以比物理内存大。当访问虚拟内存时，会访问MMU（内存管理单元）去匹配对应的物理地址（比如图5的0，1，2），而如果虚拟内存的页并不存在于物理内存中（如图5的3,4），会产生缺页中断，从磁盘中取得缺的页放入内存，如果内存已满，还会根据某种算法将磁盘中的页换出。

而虚拟内存和物理内存的匹配是通过页表实现，页表存在MMU中，页表中每个项通常为32位，既4byte,除了存储虚拟地址和页框地址之外，还会存储一些标志位，比如是否缺页，是否修改过，写保护等。可以把MMU想象成一个接收虚拟地址项返回物理地址的方法。

因为页表中每个条目是4字节，现在的32位操作系统虚拟地址空间会是2的32次方，即使每页分为4K，也需要2的20次方*4字节=4M的空间，为每个进程建立一个4M的页表并不明智。因此在页表的概念上进行推广，产生二级页表,二级页表每个对应4M的虚拟地址，而一级页表去索引这些二级页表，因此32位的系统需要1024个二级页表，虽然页表条目没有减少，但内存中可以仅仅存放需要使用的二级页表和一级页表，大大减少了内存的使用。

分页机制：

为什么使用两级页表

假设每个进程都占用了4G的线性地址空间，页表共含1M个表项，每个表项占4个字节，那么每个进程的页表要占据4M的内存空间。为了节省页表占用的空间，我们使用两级页表。每个进程都会被分配一个页目录，但是只有被实际使用页表才会被分配到内存里面。一级页表需要一次分配所有页表空间，两级页表则可以在需要的时候再分配页表空间。

两级页表结构

两级表结构的第一级称为页目录，存储在一个4K字节的页面中。页目录表共有1K个表项，每个表项为4个字节，并指向第二级表。线性地址的最高10位(即位31~位32)用来产生第一级的索引，由索引得到的表项中，指定并选择了1K个二级表中的一个表。

两级表结构的第二级称为页表，也刚好存储在一个4K字节的页面中，包含1K个字节的表项，每个表项包含一个页的物理基地址。第二级页表由线性地址的中间10位(即位21~位12)进行索引，以获得包含页的物理地址的页表项，这个物理地址的高20位与线性地址的低12位形成了最后的物理地址，也就是页转化过程输出的物理地址。

线性地址到物理地址的转换

扩展分页

从奔腾处理器开始,Intel微处理器引进了扩展分页,它允许页的大小为4MB。

页面高速缓存：

页面替换算法

因为在计算机系统中，读取少量数据硬盘通常需要几毫秒，而内存中仅仅需要几纳秒。一条CPU指令也通常是几纳秒，如果在执行CPU指令时，产生几次缺页中断，那性能可想而知，因此尽量减少从硬盘的读取无疑是大大的提升了性能。而前面知道，物理内存是极其有限的，当虚拟内存所求的页不在物理内存中时，将需要将物理内存中的页替换出去，选择哪些页替换出去就显得尤为重要，如果算法不好将未来需要使用的页替换出去，则以后使用时还需要替换进来，这无疑是降低效率的，让我们来看几种页面替换算法。

最佳置换算法(Optimal Page Replacement Algorithm)

最佳置换算法是将未来最久不使用的页替换出去，这听起来很简单，但是无法实现。但是这种算法可以作为衡量其它算法的基准。

最近不常使用算法(Not Recently Used Replacement Algorithm)

这种算法给每个页一个标志位，R表示最近被访问过，M表示被修改过。定期对R进行清零。这个算法的思路是首先淘汰那些未被访问过R=0的页，其次是被访问过R=1,未被修改过M=0的页，最后是R=1,M=1的页。

先进先出页面置换算法(First-In,First-Out Page Replacement Algorithm)

这种算法的思想是淘汰在内存中最久的页，这种算法的性能接近于随机淘汰。并不好。

改进型FIFO算法(Second Chance Page Replacement Algorithm)

这种算法是在FIFO的基础上，为了避免置换出经常使用的页，增加一个标志位R，如果最近使用过将R置1，当页将会淘汰时，如果R为1，则不淘汰页，将R置0.而那些R=0的页将被淘汰时，直接淘汰。这种算法避免了经常被使用的页被淘汰。

时钟替换算法(Clock Page Replacement Algorithm)

虽然改进型FIFO算法避免置换出常用的页，但由于需要经常移动页，效率并不高。因此在改进型FIFO算法的基础上，将队列首位相连形成一个环路，当缺页中断产生时，从当前位置开始找R=0的页，而所经过的R=1的页被置0，并不需要移动页。如图6所示。

最久未使用算法(LRU Page Replacement Algorithm)

LRU算法的思路是淘汰最近最长未使用的页。这种算法性能比较好，但实现起来比较困难。

算法 描述

最佳置换算法 无法实现，最为测试基准使用

最近不常使用算法 和LRU性能差不多

先进先出算法 有可能会置换出经常使用的页

改进型先进先出算法 和先进先出相比有很大提升

最久未使用算法 性能非常好，但实现起来比较困难

时钟置换算法 非常实用的算法

总结：

上面几种算法或多或少有一些局部性原理的思想。局部性原理分为时间和空间上的局部性

1.时间上，最近被访问的页在不久的将来还会被访问。

2.空间上，内存中被访问的页周围的页也很可能被访问。