【操作系统】第四章非连续内存分配

简介: 【操作系统】第四章非连续内存分配

为什么需要非连续内存分配来管理物理内存?

现有的管理方法:

1、分段 2、分页(其中最重要的是页表的设计与组成)


连续内存分配的缺点:

  • 分配个一个程序的物理内存是连续的
  • 内存利用率较低
  • 有外碎片,内碎片的问题


非连续分配的优点:

  • 一个程序的物理地址空间是非连续的
  • 更好的内存利用和管理
  • 允许共享代码与数据(共享库等…)
  • 支持动态加载和动态链接


非连续分配的缺点:

  • 如何建立虚拟地址和物理地址之间的转换
  • 软件方案:开销较大
  • 硬件方案:分段和分页


4.1非连续内存分配:分段


分段的管理机制分为两点:

1)在分段情况下,内存地址空间如何寻址的问题

2)如何去实现分段的寻址方案


一、分段

计算机程序是由各种各样的段来存储的

image.png

分段:更好的分离和共享

image.png

通过分段,可以有效的隔离开来,相应的分离出来,更加有效进行管理,分配和保护。这中间需要一种映射机制来实现相关联。

image.png

映射之后:位置不一样,大小也不一样


二、段的访问机制

将一个一维的地址分成两块:

一个是段号的寻址,另一个是偏移的寻址

image.png

段号+段内偏移何合在一起就形成了一段机制来寻址的方式。


分两种情况:

1)段寄存器+地址寄存器实现方案(x86)

2)将段和段内偏移合在一起,单地址实现方案


三、将段的映射机制映射起来

image.png

过程:

1、通过段号找到段所在物理内存的起始地址

2、但是这个映射关系需要存储–段表,段表中存储中逻辑地址的段号和物理地址的段号的映射关系。

3、段表中存储着两个重要的信息:一个是段表的起始地址,另外一个是段长度的限制,两者合在一起就形成了一个物理地址。

4、 这样形成了物理地址之后,根据这个地址来查找在物理内存的位置,然后把相应的数据取出来,交给cpu做进一步的处理

段表有操作系统来建立,此时段机制就可以正常的工作了。

而且段机制用得比较少,现在大多数的cpu用的是分页机制。


4.2非连续内存分配:分页


两个内容:

1)分页地址空间

2)页寻址方案

段需要一个段号和段内的偏移,而页也一样,需要页号和页内的偏移。

主要区别在于在段的机制里面,段的尺寸是可变的,而分页机制中页的大小是固定的,这个是最大的区别。


一、页的分类

划分物理内存至固定大小的帧

大小是2的幂,eg:512,4096(4k),8192

划分逻辑地址空间至相同大小的页

大小是2的幂,eg:512,4096,8192

ps:页的大小是不变的,这样便于硬件对其实现

页帧(frame)是物理页

页(page)逻辑页

我们需要建立一个逻辑页地址和物理页地址的一个映射关系。

建立方案:转换逻辑地址为物理地址(page to frame)

1)页表

2)MMU(内存管理单元)/TLB(块表)


二、页帧(frame)—物理地址

定义:物理内存的组织和布局方式

页帧也有两部分组成:

1)页帧号(frame number)

2)页帧偏移(frame offset)

image.png

页帧号占 F 位,页帧本身的大小占 S 位

在整个的寻址空间中有 2^F 这么多个页帧的个数

页帧而每一页的总大小是 2^S

image.png

解析:

一帧包含了9位,所以没一页帧的大小都是2 ^9 这么大小,而页帧号是3,所以代表了有3个这么大的一个页,所以也就是2^9 * 3,最后,再加上偏移量o,为6,所以最后的结果是 2^9 * 3 + 6 = 1542.

所以地址就是0x1542


三、页(page)—逻辑地址

和页帧的区别是其页号和页帧号的szie大小可能不一样。但是每一个页的大小和每一个页帧的大小都是一样的。

image.png

其逻辑地址的计算方法与页帧的计算方法是一样的。


四、地址的转换

image.png

过程如下:

1、首先cpu会去寻址(逻辑地址或者是物理地址),这个地址会分为另两个内容,一个是offect偏移量,一个是页号。

2、将也号作为一个索引,查一个页表(Page table),其实以页号为索引的一向内容,可以根据其查找出页帧号。而且还有知道其基地址,就形成了页帧号和页帧偏移量大小的物理地址。(所以页的偏移大小和页帧的偏移大小是一样的)

3、这样就知道了对应的物理地址的所在位置。这个整个的大致过程。

ps:其中page table是操作系统在内存初始化的时候建立起来的。

image.png


4.3非连续内存分配:页表-概述、TLB


一、页表的结构

在页表中,有一系列的属性,eg:可读可写,是否存在等等…

image.png


二、页表的地址转换的例子

image.png

逻辑地址空间和物理地址空间大小是不对等的,但是每一个页内的偏移都是相等的。

其中,resident 位为0 代表 内存不存在,为1表示存在。如果cpu访问了为0的地址,这是会产生一个异常,就是内存访问异常。

如图所示:

页为(4,0)的逻辑地址,由于resident = 0,所以真是的物理内存不存在

页为(3,1024)的逻辑地址,由于resident = 1,地址存在,查表可知,frame物理地址的页帧号是4,偏移量与页的偏移量相同,一样为1023,所以结果地址便为(4,1023)

(页表的建立过程是有操作系统完成的)


三、分页机制的性能问题

1、空间的代价问题

2、时间的开销问题

(希望时间越短越好,效率越大越好)


问题一:页表可能非常大

64位机器如果每页是1k,那么一个页表的大小会是多少呢?

问题二:页表可能开销大

每一个应用程序都要生成一个自己的页表,开销比较大


如何处理?

1)缓存(Caching)

将一些常用的数据缓存到黎cpu非常近的地方,提高访问的速度

2)间接(Indirection)访问

通过间接的方法,将一个很大的空间,拆分为一个很小的空间。通过多级的页表机制,可以缓解页表占用空间过大的问题。


时间问题 —TLB

缓存近期访问的页帧转换表项

image.png

TLB是一个特殊的区域,位于CPU的内部。

Key和Value两个形成了TLB的表相,而这个表相是由相关存储器来实现的,这个是一种快速查询的存储器,速度很快,可以并发的查找,但是容量是有限的。所以可以将一些经常使用的页表项放在TLB中。可以通过查询TLB,避免了一次页表的访问。

当出现TLB访问不到的情况,这个情况叫做TLB miss,这是cpu就不得不查页表。

而对于TLB miss这个情况,将新的页帧加载到TLB中,部分是有cpu硬件来完成的,而部分是有操作系统完成的,也就是两种情况都存在。


4.4非连续内存分配:页表-二级、多级页表


一、空间问题 — 二级页表解决

image.png

一级页表里面存储的是二级页表的地址,二级页表知道之后就会知道frame number页帧号。

通过这种方式可以极大的减少空间的消耗,因为如果一级页表中的resident = 0的话。就没有必要再二级页表中添加其索引的,比单级页表大大的减小了空间的开销。


二、多级页表

多级页表可以表示一个更大的地址空间,形成一个树状的结构。这个是以时间换取空间,但是时间问题也可以通过TLB方法来解决。

image.png


4.5非连续内存分配:页表-反向页表


一、反向页表:

以物理地址的页帧号(frame number)方向查找逻辑页的页号(page number)

image.png

这样使得寄存器的容量,只与物理地址空间的大小相关,与逻辑地址空间大小无关。

但是有一个主要的问题:如何将页号和页帧号建立起一个映射关系。


页存储器方案的权衡:

优点:

1)转换表的大小相对于物理内存来说很小

2)转换表的大小跟逻辑地址空间的大小无关


缺点:

1)需要的信息对调了,既根据帧号可找到页号

2)如何转换回来?既根据页号找到帧号

3)在需要在反向表中搜索想要的页号


二、关联存储器方案

可以并行的查找页号所对应的帧号,其key是他的页号,value是页帧号

image.png

存在的问题:

1)设计成本太大,硬件处理很复杂

2)内存访问的开销问题

3)大量的关联内存非常昂贵,难以在单个时钟周期内完成且耗电


三、基于哈希(hash)计算的反向页表

只需要建立好一个哈希的函数,输入一个值,就会得到一个输出。而输入的值是page number,输出的值是frame number。

为了能提高加速,需要硬件的加速。

为了提高效率,加一个PID的标识

image.png

可以有效的缓解完成映射的开销。

在反向页表中通过哈希算法来搜索一个页对应的帧号

1)对页号做哈希计算,为了在“帧表”(每一帧用于一个表项)中获取对应的帧号

2)页i被放置在表中f(i)位置,其中f是设定的哈希函数

3)为了查找页i,执行下列操作:

计算哈希函数f(i)并且使用它作为页寄存器表的索引,获取对应的页寄存器,检查寄存器标签是否包含i,如果包含,则代表成功,否则失败。


参考链接:https://www.bilibili.com/video/av6538245?p=19

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