cache
cpu只能访问内存和处理器内部的寄存器,如果某些数据不在内存中,那么,必须要移到内存后才能供cpu访问,比如某些机器指令,数据
我们来看一组访问速度对比
|内置寄存器|寄存器|内存|
|-|-|
|极快|快|...|
- 内置寄存器:往往在一个cpu时钟周期就能完成访问
- 寄存器:一个时钟周期可以执行多个指令
- 内存:多个时钟周期完成访问
但是,有句话叫做不作就不会死,内存越慢,我们越要频繁使用,为此需要在cpu与内存之间增加cache(高速缓存)
进程访问保护
除了增加内存访问速度,还确保操作系统不能被用户进程访问到,以及用户间不能相互访问,这里介绍一种硬件实现方案:
- 每个进程有独立的内存空间
-
确定进程可以访问的合法地址范围
硬件方案:我们用基地址寄存器以及界限地址寄存器确定这个范围,比如进程3,可访问的范围是300040~420940
不知少侠们对这个解决办法还满意否☺
连续内存管理
内存分为两个区域：操作系统与用户进程
通常来说，中断向量的位置决定了操作系统的位置，本来操作系统既可以驻留在低内存，又可以跑到高内存玩耍（中断向量在低内存）
如果将多个进程同时放在内存中，就需要考虑如何分配内存空间，因此采用连续内存分配--->每个进程处于一个连续内存区域内
连续的内存管理算法：best fit,first fit
但是面临的困难是：在极端情况下，可能总内存满足需求，但是由于内存碎片分布，因此实际无法满足需求
好比：这有100M内存，但是仅仅50M连续，剩下50M平均1k分布，这样的话就很尴尬了
非连续内存处理办法
分页管理
通常是把小碎片连在一起，便可以扩大内存，但是这么做总会消耗时间，因此不采用，下面我们来提出更好的办法：分页管理
每个座位是一个单位，我要100个座位（100M），因此我给你不连续或连续的座位都无所谓
对于进程来讲，看到的却是是单一，线性，连续的内存
页表：是一个线性数组，存放逻辑页与物理页的对应关系，从逻辑上来讲，是一个映射关系
有这么几个好处
- 保护功能：因为页表是一个虚拟映射，每个进程都有自己的页表，那我要求M(p1)∩M(p2)=∅，如此一来，进程间就不可相互访问了
- 大大简化内存分配：操作系统只需要记住哪些物理内存被分配出去，哪些没有被分配出去即可（你要内存，我只需从物理内存的头找到尾）
- 可以避免碎片化，因为假设逻辑页最少10k，你要5k，我给你10k，你好我好大家好
有这么几个坏处
- 对于每次内存访问，我们需要做两次物理内存访问：第一次访问页表，查出物理位置，然后再访问对应位置（这是很致命的问题）
处理器速度是最快的（访问寄存器），而对应的，访问内存会比之慢两个数量级：飞机速度800公里/小时，两个数量级是8公里/小时
TLB：我们要设计高速缓存TLB解决上述问题，TLB是页表的子集
| 页表 | 物理页 |
|---|---|
| xxx | xxxx |
如果页表不在TLB内，要持续更新页表和物理页
两个进程要通信，共享内存是一个很好的方法（页表指向同一个物理内存上，M(p)∩M(q)≠∅）
综上：页表的好处多多，无论从内存分配，还是地址保护，异或是内存共享都是一个完美的解决方案
分级页表
虚拟内存
运行一个进程时，要把进程指定的数据，指令放到机器内部中，因为运行中要访问这些数据，指令。但是并不需要把全部的指令和数据都要放到机器中，有些并不会用到：比如代码的异常处理，只有异常出现时，才会做出应对
虚拟内存：做分页管理时，把某些页放到磁盘上，需要时再弄回来，也就是说，我可以把磁盘和内存整合到一起，内存不够时，调来磁盘假装为内存（让物理页指向磁盘）
磁盘块的大小与页的大小应该一致
早期时候，由于磁盘比较小，因此要留一些空间来存放页，如果要访问已经交换出去的页，操作系统要到磁盘上去，把他读回来
好处：
- 可以跑一个进程，由于虚拟内存大于物理内存，因此他不受物理内存的限制
- 进程可以自己共享某个内存：数学成绩不好，用物理成绩弥补，英语成绩不够，用化学成绩来补
- 多个进程的内存总和，要大于物理内存的合
缺点:
- 附加资源消耗
- 空间：页表的存放需要占用空间，由于每个进程都有一个页表，100个进程就要有100个页表（后面会讲如何存放页表）
- 时间 ：从虚拟地址映射到物理地址上去，必然要消耗时间
- 虽然我们一再强调，虚拟内存可以超过物理地址，但实际情况完成的并不怎么好：我们有40G物理内存，20G磁盘内存，而哈希表的特点是随机访问，如果哈希表大量的访问落到了磁盘上去，要知道磁盘慢6个数量级，真不敢想象
cache
主存是备用存储器的cache,备用存储器是主存的拓展
好比书包与图书馆：两者是互补关系
静态变量就是全局变量，只不过静态变量有作用域
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