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浅谈操作系统对内存的管理

发表于:2017-08-08 作者:CareySon 来源: 点击数:

  简介
  内存是计算机中最重要的资源之一,通常情况下,物理内存无法容纳下所有的进程。虽然物理内存的增长现在达到了N个GB,但比物理内存增长还快的是程序,所以无论物理内存如何增长,都赶不上程序增长的速度,所以操作系统如何有效的管理内存便显得尤为重要。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。
  对于进程的简单介绍
  在开始之前,首先从操作系统的角度简单介绍一下进程。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)。这个概念略微有点抽象,我通过一个类比来说吧:比如,你正在厨房做饭,你一边看着菜谱一边按照菜谱将原料做成菜,就在这时,你儿子进来告诉你他擦破了腿,此时你停下手中的工作,将菜谱反扣过来,然后找来急救书按照书中的内容给你儿子贴上创口贴,贴完后你继续回去打开菜谱,然后继续做饭。在这个过程中,你就好比CPU,菜谱就好比程序,而做菜的原料就好比数据。你按照程序指令加工数据,而急救工作好比一个更高优先级的进程,中断了你当前做饭的工作,然后你将菜谱反扣过来(保护现场),转而去处理高优先级的进程,处理完毕后你继续从刚才的页读菜谱(恢复现场),然后继续执行做菜这个进程。
  在简单介绍完进程的概念后,我们来转入内存。
  没有内存抽象的年代
  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:
 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。

  图1.没有内存抽象时,对内存的使用

  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
  在现代的操作系统中,同一时间运行多个进程是再正常不过的了。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。


 图2.交换技术

  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。
  上面的理论都是基于进程所占的内存空间是固定的这个假设,但实际情况下,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。


 
  图3.创建进程时预留空间用于增长

  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。
  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。


 
  图4.位图和链表表示内存的使用情况

  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。


  
  图5.虚拟内存和物理内存以及磁盘的映射关系

  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。
  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。


 
  图6.时钟置换算法

  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。
  下面表是上面几种算法的简单比较:

  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。
  总结
  本文简单介绍了操作系统对内存的管理。这些基础概念对于很多开发人员是很有帮助的。内存管理中还有一种分段式管理,也就是一个进程可以拥有多个独立的逻辑地址,以后有时间了再补上一篇。

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