操作系統物理內存管理：連續和非連續

物理內存管理：連續內存分配

地址空間定義

• 物理地址空間：硬件支持的地址空間
  • 起始地址0，直到 MAX_sys
• 邏輯地址空間：在 CPU 運行的進程看到的地址
  • 起始地址0，直到 MAX_prog

地址生成時機和限制

• 編譯時
  • 假設起始地址已知
  • 如果起始地址改變，必須重新編譯
• 加載時
  • 如編譯時起始位置未知，編譯器需生成可重定位的代碼(relocatable code)
  • 加載時，生成絕對地址
• 執行時
  • 執行時代碼可移動
  • 需地址轉換(映射)硬件支持

地址生成過程

• CPU
  • ALU：需要邏輯地址的內存內容
  • MMU：進行邏輯地址和物理地址的轉換
  • CPU 控制邏輯：給總線發送物理地址請求
• 內存
  • 發送物理地址的內容給 CPU
  • 或接受 CPU 數據到物理地址
• 操作系統
  • 建立邏輯地址 LA 和物理地址 PA 的映射

連續內存分配和內存碎片

• 連續內存分配
  • 給進程分配一塊不小於指定大小的連續的物理內存區域
• 內存碎片
  • 空閒內存不能被利用
• 外部碎片
  • 分配單元之間的未被使用內存
• 內部碎片
  • 分配單元內部的未被使用內存
  • 取決於分配單元大小是否要取整

連續內存分配：動態分區分配

• 動態分區分配
  • 當程序被加載執行時，分配一個進程指定大小可變的分區(塊、內存塊)
  • 分區的地址是連續的
• 操作系統需要維護的數據結構
  • 所有進程的已分配分區
  • 空閒分區(Empty-blocks)
• 動態分區分配策略
  • 最先匹配(First-fit)
  • 最佳匹配(Best-fit)
  • 最差匹配(Worst-fit)

最先匹配(First Fit Allocation)策略

• 思路：分配 n 個字節，使用功能第一個可用的空間比 n 大的空閒塊
• 原理 & 實現
  • 空閒分區列表按地址順序排序
  • 分配過程中，搜索一個合適的分區
  • 釋放分區時，檢查是都可與臨近的空閒分區合併
• 優點
  • 簡單
  • 在高地址空間有大塊的空閒分區
• 缺點
  • 外部碎片
  • 分配大塊時較慢

最佳匹配(Best Fit Allocation)策略

• 思路：分配 n 字節分區時，查找並使用不小於 n 的最小空閒分區
• 原理 & 實現
  • 空閒分區列表按照大小排序
  • 分配時，查找一個合適的分區
  • 釋放時，查找並且合併臨近的空閒分區(如果找到)
• 優點
  • 大部分分配的尺寸較小時，效果很好
    • 可避免大的空閒分區被拆分
    • 可減少外部碎片的大小
    • 相對簡單
• 缺點
  • 外部碎片
  • 釋放分區比較慢
  • 容易產生很多無用的小碎片

最差匹配(Worst Fit Allocation)策略

• 思路：分配 n 字節，使用尺寸不小於 n 的最大空閒分區
• 原理 & 實現
  • 空閒分區列表按由大到小排序
  • 分配時，選最大的分區
  • 釋放時，檢查是否可與臨近的空閒分區合併，進行可能的合併，並調整空閒分區列表順序
• 優點
  • 中等大小的分配比較多時，效果最好
  • 避免出現太多的小碎片
• 缺點
  • 釋放分區較慢
  • 外部碎片
  • 容易破壞大的空閒分區，因此後續難以分配大的分區

碎片整理：緊湊( compaction )

• 碎片整理
  • 通過調整進程佔用的分區位置來減少或避免分區碎片
• 碎片緊湊
  • 通過移動分配給進程的內存分區，以合併外部碎片
  • 碎片緊湊的條件：所有的應用程序可動態重定位
  • 需要解決的問題：
    • 什麼時候移動？
    • 開銷

碎片整理：分區兌換( Swapping in/out )

• 通過搶佔並回收處於等待狀態進程的分區，以增大可用內存空間
• 需要解決的問題
  • 交換哪個(些)程序？

夥伴系統( Buddy System )

• 整個可分配的分區大小 2^U
• 需要的分區大小爲 2^U-1 < s <= 2^U 時，把整個塊分配給該進程
  • 如 s <= 2^i-1 ，將大小爲 2ⁱ 的當前空閒分區劃分成兩個大小爲 2^i-1 的空閒分區
  • 重複劃分過程，直到 2^i-1 < s <= 2ⁱ ，並把一個空閒分區分配給該進程

夥伴系統的實現

• 數據結構
  • 空閒塊按大小和起始地址組織成二維數組
  • 初始狀態：只有一個大小爲 2^U 的空閒塊
• 分配過程
  • 由小到大在空閒塊數組中找最小的可用空閒塊
  • 如空閒塊過大，對可用空閒塊進行二等分，知道得到合適的可用空閒塊
• 釋放過程
  • 把釋放的塊放入空閒塊數組
  • 合併滿足合併條件的空閒塊
• 合併條件
  • 大小相同 2ⁱ
  • 地址相鄰
  • 起始地址較小的塊的起始地址必須是 2^(i+1) 的倍數

物理內存管理：非連續內存分配

非連續分配的設計目標

• 連續分配的缺點
  • 分配給程序的物理內存必須連續
  • 存在外碎片和內碎片
  • 內存分配的動態修改困難
  • 內存利用率較低
• 非連續分配的設計目標：提高內存利用效率和管理靈活性
  • 允許一個程序的使用非連續的物理地址空間
  • 允許共享代碼與數據
  • 支持動態加載和動態鏈接
• 非連續分配需要解決的問題
  • 如何實現虛擬地址和物理地址的轉換?
    • 軟件實現 (靈活，開銷大)
    • 硬件實現 (夠用，開銷小)
• 非連續分配的硬件輔助機制
  • 如何選擇非連續分配中的內存分塊大小？
    • 段式存儲管理( segmentation )
    • 頁式存儲管理( paging )

段地址空間

• 進程的段地址空間由多個段組成
  • 主代碼段
  • 子模塊代碼段
  • 公用庫代碼段
  • 堆棧段( stack )
  • 堆數據( heap )
  • 初始化數據段
  • 符號表等
• 段式存儲管理的目的
  • 更細粒度和靈活的分離與共享

段訪問機制

• 段的概念
  • 段表示訪問方式和存儲數據等屬性相同的一段地址空間
  • 對應一個連續的內存"塊"
  • 若干個段組成進程邏輯地址空間
• 段訪問：邏輯地址由二元組 (s,addr) 表示
  • s: 段號
  • addr: 段內偏移

頁式存儲管理

• 頁幀(幀，物理頁面，Frame，Page Frame)
• 頁面(頁，邏輯頁面，Page)
• 頁面到頁幀
  • 邏輯地址到物理地址的轉換
  • 頁表
  • MMU/TLB

幀( Frame )

• 物理內存被劃分成大小相等的幀，內存物理地址的表示：二元組 (f,o)
  f: 幀號( F 位，共有 2^F 個幀)
  o: 幀內偏移 ( S 位，每幀有 2^S 字節)
  物理地址 = f * 2^S + o
• 基於頁幀的物理地址計算實例
  • 假定
    • 16-bit 的地址空間
    • 9-bit (512 byte) 大小的頁幀
  • 物理地址計算
    • 物理地址表示 = (3, 6)
    • 物理地址 = f * 2^S + o
    • 
      F = 7，S = 9，f = 3，o = 6
  • 實際物理地址 = 2^9 * 3 + 6 = 1536 + 6 = 1542

頁( Page )

• 進程邏輯地址空間被劃分爲大小相等的頁
  • 頁內偏移 = 幀內偏移
  • 通常：頁號大小 ≠ 幀號大小
  • 進程邏輯地址的表示：二元組 (p, o)
    p: 頁號 ( P 位，2^P 個頁)
    o: 頁內偏移 ( S 位，每頁有 2^S 字節)
    虛擬地址 = p * 2^S + o
• 頁式存儲中的地址映射
  • 頁到幀的映射
  • 邏輯地址中的頁號是連續的
  • 物理地址中的幀號是不連續的
  • 不是所有的頁都有對應的幀

頁表

• 頁表概述
  • 頁表保存了邏輯地址與物理地址之間的映射關係
• 頁表結構
  • 每個進程都有一個頁表
    • 每個頁面對應一個頁表項
    • 隨進程運行狀態而動態變化
    • 頁表基址寄存器( PTBR: Page Table Base Register )
  • 頁表項的組成
    • 幀號：f
    • 頁表項狀態
      • 存在位( register bit )
      • 修改位( dirty bit )
      • 引用位( clock/reference bit )
• 頁式存儲管理機制的性能問題
  • 內存訪問性能問題
    • 訪問一個內存單元需要2次內存訪問
    • 第一次訪問：獲取頁表項
    • 第二次訪問：訪問數據
  • 頁表大小問題
    • 頁表可能非常大
    • 64位機器如果每頁1024字節，那麼一個頁表的大小會是多少
  • 如何處理？
    • 緩存 ( Caching )
    • 間接 ( Indirection ) 訪問

解決頁表問題

• 快表 ( Translation Look-aside Buffer, TLB )
  • 緩存近期訪問的頁表項
    • TLB 使用關聯存儲 ( association memory ) 實現，具備快速訪問性能
    • 如果 TLB 命中，物理頁號可以很快被獲取
    • 如果 TLB 未命中，對應的表項被更新到 TLB 中
• 多級頁表
  • 通過間接引用將頁號分成 k 級
    • 建立頁表"樹"
    • 減少每級頁表的長度
• 反置頁表
  • 大地址空間問題
    • 對於大地址空間 ( 64-bits ) 系統，多級頁表變得繁瑣
      • 比如：5級頁表
      • 邏輯(虛擬)地址空間增長速度快於物理地址空間
    • 頁寄存器和反置頁面的思路
      • 不讓頁表與邏輯地址空間的大小相對應
      • 讓頁表與物理地址空間的大小相對應
  • 頁寄存器( Page Registers )
    • 每個幀與一個頁寄存器( Page Register )關聯，寄存器內容包括：
      • 使用位( Register bit )：此幀是否被進程佔用
      • 佔用頁號( Occupier )：對應的頁號 p
      • 保護位 ( Protection bits )
    • 頁寄存器示例
      • 物理內存大小：4096 * 4096 = 4 K * 4 KB = 16 MB
      • 頁面大小：4096 bytes = 4 KB
      • 頁幀數：4096 = 4 K
      • 頁寄存器使用的空間(假設每個頁寄存器佔8字節)：8 * 4096 = 32 Kbytes
      • 頁寄存器帶來的額外開銷：32K / 16M = 0.2%(大約)
      • 虛擬內存的大小：任意
    • 頁寄存器方案特徵
      • 優點
        • 頁表大小相對於物理內存而言很小
        • 頁表大小與邏輯地址空間大小無關
      • 缺點
        • 頁表信息對調後，需要依據幀號可找頁號
        • 在頁寄存器中搜索邏輯地址中的頁號
    • 頁寄存器中的地址轉換
      • CPU 生成的邏輯地址如何找對應的物理地址？
        • 對邏輯地址進行 Hash 映射，以減少搜索範圍
        • 需要解決可能的衝突
      • 用快表緩存頁表項後的頁寄存器搜索步驟
        • 對邏輯地址進行 Hash 變換
        • 在快表中查找對應頁表項
        • 有衝突時遍歷衝突項鍊表
        • 查找失敗時，產生異常
      • 快表的限制
        • 快表的容量限制
        • 快表的功耗限制( StrongARM 上快表功耗佔 27% )
  • 反置頁表
    • 基於 Hash 映射值查找對應頁表項中的幀號
      • 進程標識與頁號的 Hash 值可能有衝突
      • 頁表項中包括保護位、修改位、訪問位和存在位等標識
    • 反置頁表的 Hash 衝突

段頁式存儲管理

• 需求
  • 段式存儲在內存保護方面有優勢，頁式存儲在內存利用和優化轉移到後備存儲方面有優勢。
  • 段式存儲，頁式存儲能否結合？
• 做法
  • 在段式存儲管理基礎上，給每個段加一級頁表
• 段頁式存儲管理中的內存共享
  • 通過指向相同的頁表基址，實現進程間的段共享