操作系统 の 内存管理
内存的使用
存在磁盘中的程序，转成汇编指令以后，用 call 40 ，表示调用位置为 40 地方的代码。但是程序的执行，是需要将程序加载到内存中实行的，那么此时的 call 要用到的地址，就必须是真实的物理地址，这个过程是如何实现的呢？
具体过程
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先在内存中，找到一段空白的内存。
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把程序加载到这一段内存中。
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将这段内存的初试地址，记作基地址，然后把基地址编程真是的屋里地址，这一步叫做重定位。
重定位就是把内存中的相对地址，转换成实际地址。
在运行的时候重定位，也叫做地址翻译
一个程序一旦加载到内存中，那么他的地址就不会动了，，那么这个
基地址可以放在PCB中。但是进程在内存中，是支持换入换出的，在换入换出的过程中，所以，每次换入换出的时候，都要调换PCB中的基地址。
什么时候进行地址翻译呢？
一般如果是嵌入式系统，他的功能是固定的，每一次程序执行，都是使用固定的内存，那么可以在编译的时候进行翻译，但是大多数情况下，如PC机，因为内存资源比较珍贵，所以要经常把暂时用不到的进程，从内存挪到磁盘中去，用到的时候，再加载回来，这样的话，相当于程序对应的物理地址是要经常变化的，所以一般都是选择 在运行时候，进行地址翻译
程序的分段
在实际的使用过程中，其实并不是将整个的程序，而是分段的放入到内存中。
程序分段是 编译过程 完成的。
为什么要分段？
这是因为代码的每一段，特点和用途其实是不一样的，比如代码段只读，而动态数组的部分是要动态增长的。比如说动态数组随着增长的过程中，内存不够了，就要把程序挪到一段更大的内存空间中去，如果要把整个的程序都要挪动，那么工作量就比较大了，如果只挪动态数组这一小段，就比较简单了，所以内存要分段。
分段了以后如何进行地址翻译？
如果程序分段了，那么就是相当于 堆、栈。是在内存中分开放的，那么此时应该如何定位到物理地址呢？就是使用段号 + 段内偏移
分段后的内存地址
分段以后，内存地址就要根据 <段号,段内偏移> 来进行地址翻译了。这就构成了 段表 (KDP)
操作系统也可以看成是一个进程，他对应的段表，就叫做 GDT 表。
内存的分区与分页
之所以要引出分段和分度的话题，在于我们上边把程序的段，在内存中到一段空的内内存，放进去，问题在于，如何找？
分区
这些分区，一般来说大小是不相等的，有的是一直就是未分配的空内存，有的是原来有程序运行，但是现在运行完了，把内存释放出来了，这样的话，如何在这些内存中，找一个合适的 内存块，把程序放进去。
一般来说，有三种策略
- 首先适配：从上排着往下找，第一个找到的那个区。
- 最佳适配： 找到大小最合适的那个区
- 最差适配：每次都找内存最大的那个区
例题：
如果操作系统中，有的段很不规则，有时候需要很大的一个内存块，有时候又很小，此时使用那种分区分配算法？
A. 最先适配
B. 最佳适配
C. 最差适配
D. 没有区分
答案：最佳适配
这样分区存在的问题
这样存在的问题，即使因为分区的存在，会产生了很多的 内存碎片，导致了内存的利用率变低。
分页
为了解决内存采用 分区 造成的内存碎片过多，影响内存利用率低的问题，所以采用内存分页的方法。所以要采用分页的方法，即对内存中，每 4k 分成一个页。即最小的颗粒。这样的话，利用率就高了。同样的，这样如何进行查找呢？分区的时候，要通过 程序分段表,现在就要通过 程序分段表 进行地址翻译。
多级页表和快表
分页机制有他的好处，但是也有他的问题。
为了提高内存空间利用率，页应该小，但是页小了，页表就大了。关键是很多的页表，一般都是用不到的，他们在内存中，只是白白的占用空间。
所以解决方法是使用多级页表，有点类似于 B+ 树结构，只把最上一层的内容，放到多级页表中，其他的不放入。快表就是相当于，把经常使用的表加载到内存中。以方便日后快速使用。
段页结合的实际内存管理
虚拟内存
这样通过虚拟内存这个中间人，就可以将段映射到内存的页中，所以从用户的角度来看，他感觉是段，对于硬件来说 ，他操作的是页。中间的过程，用户是看不到的。对于用户是透明的。
内存的换入换出
分段和分页，是计算机内存管理的两大核心，而分段和分页的结合，就要依赖于 虚拟内存，虚拟内存技术能够实现，就要依赖于 内存的换入换出
用户在编写程序的时候，实际的内存可能就 2G ,但是用户写程序的时候，会对应一个 4G 的虚拟内存，对于虚拟内存的空间，可以进行随意的分配。
当真正的要执行某一段程序的时候，从虚拟内存中取出这一段来，加载到物理内存中。要用到另一地址的时候，就把这一段再换出去，再从虚拟内存中，找到需要的那一段，加载到物理内存中
故事助记： 这就相当于是有一个商店，然后商店有个很大的仓库，他不可能把所有的东西，都拿到商店里，当有人买
A产品，就把A产品从仓库里找出来，放到商店的柜台上，如果有人买B商品，因为商店的柜台是有限的，所以他就会把A产品放回到仓库，再从仓库中取出B来，放到柜台上。
内存的换入（swap in）
当执行某一段的时候，从虚拟内存中取出这一段加载到物理内存中。
内存换出（swap out）
内存既然有换入，就应该有换出，其实这不部分的最大问题，在于选择选择哪一部分换出。其实这一部分的关键，就是 算法 。
淘汰算法
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先入先出算法
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MIN 方法
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LRU
先入先出算法
看上图就可以看出这种方法的问题，刚把
A换出去，下一步又要把它换回来，这不是来回的折腾吗？
Min 最优算法
这种方案，就是要知道接下来要发生什么，然后在将来要发生的里面，把最后要调用的那个给换掉。
存在的问题： 他的问题，在于要知道将来发生的事情
LRU页面（最近最少使用）
因为最优算法，需要知道未来，所以我们可以从过去的历史中，预测将来。
解释： 这种使用方法，之所以能够实现，是因为我们现实中的代码，都具有局部性，并不是随机的访问的，比如在 某个地方的for循环 他就可能频繁的访问这个程序。
使用栈的方法来实现 LRU
这样做的问题，就在于，每次我都要对栈进行调整和维护，性能消耗比较大。
LRU 的近似算法：：二次机会算法
给每一页添加一个引用位，每访问一次，就要将改为置成 1，然后他会有一个指针进行扫描，当有扫描到该位的时候，就把 1 置成 0,遇到 0的话，就删除。
这种方法，为什么叫做近似的最近最少使用，因为这种方法，其实是去掉的最近没有使用，所以是近似
这种算法存在的问题：
一般缺页是很少出现的，因为程序具有局部性，如果你的程序老师缺页，那么说明你该增大你的内存条了。
LRU 的近似算法：：Clock算法
因为缺页是一般较少的，所以一般指针不动，这样的话，外边的数据不断访问，那么就导致最外边这一圈，全都是 1，那么此时再转动这个指针，就会把第第一个换出，第二次会第二个换出，那么这不就是又成了 先进先出算法 了吗？
出现这个情况的原因，就是因为你上面的那个指针，转的时间太长了，只能表示最少只用，而不能表示最近的含义。
如何解决这个问题呢？
那就是在这个里面，再加一个转的更快的指针（这个指针用可以用程序任意控制），用来清除 R 位，即把 R 的 1 置成 0，然后用转的慢的指针（在缺页的时候，就转这个指针），进行淘汰页。 这样就想一个 clock 了。
到底该给进程分配多少页呢？
- 分配多，就会导致请求掉页而让
CPU高效利用的优势就没有了。 - 但是太小的话，就会导致程序颠簸
参考文献
https://www.bilibili.com/video/BV1d4411v7u7?p=25&share_source=copy_web
