内存管理

虚拟内存

其为每个进程都提供了一个独立的‘互不干扰的空间。

1）将内存看做缓存，内存中存储此时正在运行的数据，其他数据存到磁盘，当需要使用时再换入内存，内存不够时将不用的换出到磁盘。

2）为每个进程提供了一致的地址空间，便于管理。

3）保护每个进程空间不被破坏。

分段存储管理

分段机制下虚拟地址由两部分组成段选择子和段偏移量。

分段机制下就不得不提段表这种数据结构，其包括段基地址及段最大偏移量。

通过段选择子中的段号在段表中找到当前段真实段基地址，找到之后段基地址 + 段偏移量即为所求（段偏移量大于最大偏移量时会出现segment fault）。

如下图所示，若要查找段3偏移量为200的虚拟地址，我们可以计算出其物理地址为 段三基地址5000 + 段偏移量200 = 5200

分页存储管理

Linux使用的时分页的方式。

OS将物理内存分为一块一块大小相同的页（一般为4K）。之前提到的OS可以将长时间不用的那些页面换出到磁盘上，需要时再换进内存，如此可以提高物理内存的利用率，这部分换出、换入的最小单位为1页。

分页存储需要一个被称为页表的数据结构，其中每一条数据含当前虚拟页号所对应的物理页号。

虚拟地址分为两部分，页号 + 页偏移量

虚拟地址 -> 物理地址过程如下：

首先通过虚拟页号从页表中找到当前虚拟地址对应的物理页号，然后通过物理页号，直到了物理页号也就直到了其基地址用基地址 + 偏移量即为所求。

由于我们事先已经知晓每页大小为4k，因此用物理页号 * 4k即为起始地址。

由于一页大小为4KB，因此其最大偏移量亦为4K，因此32位操作系统的情况下，低12位为页偏移量，高20位为页号。

多级页表

以32位系统为例，其最大虚拟内存为4GB，如果按照每页4K大小，则共有4G / 4K = 1M个页表项，若每个页表项需要4字节（32位嘛）存储，则每个页表大小为4MB，貌似不大，但是需要注意的是需要为每一个进程都创建1个4MB大小的页表，这是一个特别大的开销。

因此采用多级页表的方式（也就是说对页表再分页），例如二级页表。

我们将4MB大小的页表分为1024个大小为4KB的页，每条记录占4B，使用4KB即可存储，将存储页表数据的页表成为页目录表。

使用二级页表情况下的虚拟地址为页目录表号（10位） + 页目录表偏移量（10位） + 页表偏移量（12位）

首先通过页目录表号通过页目录表找到其页表对应的基地址，再加上页目录表偏移量找到当前页的基地址，使用该基地址 + 页表偏移量即为所求。

对于页目录表而言其所管理的内存最多不超过1024页，因此10位的页目录号是刚好的，此外对于每一页中存1024条页表数据，因此10位页目录表偏移量也正好。在加上12位的页偏移量正好32位。

对于64位操作系统，linux采用的是4级目录。