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news 2026/1/11 18:05:32

wordpress手机图片站,php能区别电脑网站和手机网站吗怎么嵌入到phpcms,怎样构建网站,广东建设执业资格注册管理中心网站虚拟内存是如何工作的我们的程序中使用的所有地址都是虚拟地址#xff0c;但实际数据是从磁盘空间缓存在物理内存中#xff0c;读的还是内存中的数据#xff0c;所以每次CPU的访存操作都会先将虚拟内存交给CPU中的MMU硬件#xff0c;利用存在主存#xff08;实际也可能在…虚拟内存是如何工作的我们的程序中使用的所有地址都是虚拟地址但实际数据是从磁盘空间缓存在物理内存中读的还是内存中的数据所以每次CPU的访存操作都会先将虚拟内存交给CPU中的MMU硬件利用存在主存实际也可能在高速缓存或快表中中的查询表进行动态翻译将其转化成实际的物理地址再进行访存地址翻译我们将虚拟内存以一定大小如4KB进行分割称为虚拟页类似的我们将物理内存也以相同大小进行分割称为物理页页帧之后便以页为单位进行二者的映射我们会为虚拟内存空间维护一个用于映射的数组这个数组我们称为页表数组元素称为页表项PTE页表项中存着物理页的下标和一些标记位通过页表可以从虚拟页映射的物理页假设我们的虚拟地址空间是一个32位的地址空间即共有4GB大小一个虚拟页为4KB所以这个虚拟地址可分割为220 1M个页也就是说我们的页表需要有1M个数组元素模拟一次地址转化假设我们此时有一个32位的虚拟地址0x12345678需要翻译为物理地址我们将这32位地址分为两部分页内偏移量如果一个页是4K则是地址的低12位虚拟页号剩余的32-12 20位此时我们提取高20位0x12345作为虚拟页号页表数组下标在页表中找到对应的页表条目PTE,其中存储着物理页号假设是0x0000a将这个物理页下标与前面的页内偏移量组合生成物理地址这个物理地址就是0x0000a78 后面为了方便我们将不会反复重复这个分割、索引、重组地址的过程会直接说虚拟地址通过页表获得物理地址作为缓存工具每一个运行中的进程都会维护一个自己的页表也就是说在每个进程的视角下自己都有一个完整的4GB空间当我们编译好一个程序这个程序就是一个普通的二进制文本存储在磁盘上当我们启动一个程序磁盘上的程序数据也不会一下全缓存到内存空间中而是一个运行中动态加载的方式而虚拟内存机制成就了这种运行时加载的方式我们假设每个PTE都有两个标记位是否使用、是否已缓存如果一个虚拟页未被使用则当前页表项不会映射任何实际数据一个被使用的页又可以是两种情况已缓存数据已经从磁盘缓存到了物理内存中PTE中存的是物理页下标未缓存数据还未被缓存到物理内存PTE存的是磁盘上的页表位置此时我们就可以把虚拟页面分为三种未使用缓存的未缓存的缺页当MMU拿到虚拟地址到页表中索引到对应的PTE 如果未使用则会引发段错误异常表示这个虚拟地址有问题。如果当前页已缓存到了物理内存则直接拿着PTE中的物理地址进行访存即可如果当前页没有缓存到物理内存则会引发缺页异常缺页异常处理缺页异常会调用内存中的缺页异常处理程序该程序会选择一个牺牲页它的PTE中标记着该页是否有内容被修改过如果修改过则将这个页复制回磁盘通过被载入页的PTE中的磁盘上的页表位置在磁盘中拿取数据覆盖牺牲页更新这个PTE后返回异常处理结束后会重新执行引发异常的那条指令即CPU访存的指令再次将虚拟地址交给MMUMMU此时再访问页表的时候就不会发生缺页可以顺利从PTE获取到物理地址然后访存像这种不命中时才换入页面的策略称为按需页面调度其中牺牲页的选择涉及到一些如最近最少用、先进先出、时钟算法、最不常用等页面调度算法此处我们暂不讨论分配页面在程序运行过程中也有新增页面的事件发生如调用malloc申请堆空间的时候可能会需要在物理内存申请一块空间在页表中找合适的PTE将有效位设为1指向物理块。具体堆空间申请等内容后面还会细讲。虚拟内存作为内存保护工具内存中的数据的访问一定是由由一定安全限制的如不允许一个进程读写其它进程的非共享内存不允许对只读数据进行修改不允许对内核代码进行读写… 而虚拟内存这种地址翻译机制刚好可以以一种自然的方式扩展到更好的访问控制我们可以在PTE中添加一些权限许可位如 SUP如果设为1只有在内核模式下才能访问当前块 READ当前块是否可读 WRITE当前块是否可写进行地址翻译时首先通过虚拟地址找到PTE然后读取其中的权限许可位若一条指令违反了某些许可条件则会触发一个一般保护故障将控制传递给内核的异常处理程序Linux Shell通常将这样的异常称为“段错误”。高速缓存和TLB 我们将存储器层次由慢到快分为这样几层磁盘内存DRAM高速缓存SRAM[TLB]只有地址翻译会用到寄存器一般和CPU放在一起上面的存储器由上到下一般容量递减、造价递增、速度递增、距离CPU越来越近TLB是一个专门为MMU提供服务的存储空间磁盘比内存慢大约100 000倍内存比高速缓存慢大约10倍我们要做的就是想尽办法让使用频率高的数据尽量离CPU近然后我们还要知道页表条目作为一种高频使用的数据可以出现在内存也可以出现在高速缓存当然最好出现在专门为它准备的物理存储器—TLB中什么是TLB 许多系统在MMU中包含一个关于PTE的小缓存称为快表TLB 如果PTB仅在内存中则地址翻译会造成多一次访存、代价是消耗几十到几百个周期如果恰好数据在高速缓存则可以下降到一到两个周期为了消除这样的开销如果PTB在TLB中则可以消除这样的开销当MMU拿到一个虚拟地址首先会到快表中寻找对应的PTE若命中则直接拿物理地址进行访存若未命中则到高速缓存中查找将新取出的PTE放到快表可能会覆盖已存在的条目然后进行访存若高速缓存还未命中再去内存中找并更新高速缓存通过物理地址进行访存时数据也可能同时存在与高速缓存与内存当中在这样的多级存储结构中同样的数据可能会出现在多个地方比如高速缓存中的数据往往是内存中数据的一个拷贝而且既然存储着那块内存中的数据也就意味着这块高速缓存同时也代表着那块内存但由于数据可能存在与多处对于多个进程共享内存的情况应该及时处理好数据的写回避免数据不同步多级页表目前为止我们都是假设系统中只有一个单独的页表进行地址翻译但是一个32位的地址空间如果一页4KB则需要1M个页表条目如果一个条目时4B那一个页表就是4MB也就是说一个进程至少需要额外耗费4MB的空间用于维护虚拟地址空间如果说还可以接收那对与64位地址空间问题将变得更复杂。为了解决这样的问题通常使用层次结构的页表假设当前使用一个两层的页表一级页表并非直接指向目标物理页的地址而是一个指向二级页表的基地址这个地址也是物理地址存放二级页表的地址二级页表指向的才是物理页。假设一级页表有210个页表条目也就是可以指向1K个二级页表那么对于一个32位地址空间如果一页4KB那么一个二级页表只需要210 1K个页表条目程序刚加载的时候只需为一级页表初始化空间然后将其所有的页表条目都初始化为未缓存直到发生访存需要访问某个物理页的数据时才初始化那个页的以及所属的二级页表在翻译过程中则需要多级寻址按照上述的二级页表案例只需将虚拟地址分为三部分高10位作为一级页表的索引下标找到二级页表基地址中间10位作为二级页表的索引下标找到物理页的基地址或者说用来组成物理地址最后12位作为在一个4K页中的偏移量用于组成物理地址实际情况中可能会有更多级页表这里引出了一个小点既然二级页表的基地址在一级页表中那一级页表的基地址呢事实上这个物理地址在进程刚启动的时候被初始化到进程控制块的某个字段进程被调度后会加载到某个寄存器如CR3中具体哪个寄存器会根据处理器架构而异当我们拿着虚拟地址去内存中页表的时候首先会从寄存器拿到页表基地址虚拟地址中截取的页表下标组成的这个物理地址就是目标PTE的首地址虚拟内存是如何被管理的 Linux虚拟内存系统 Linux的每个进程单独维护一个自己的虚拟内存空间在内核区有些内容是每个进程不相同的如与进程相关的数据结构如页表task结构mm结构内核栈也有每个进程都相同的内容如内核代码和数据这部分的物理页是被所有进程共享的 Linux虚拟内存区域 Linux将已分配的虚拟内存组织成一些区域也叫段每个区域是由多个已被分配的连续虚拟页组成的例如代码段、数据段、堆、共享库段每个段中的虚拟页一定是已经被分配的任何一个已经被分配的段一定属于某个段且段和段之间允许存在空隙在进程概念一文中我们用一个进程数据结构task_struct描述一个进程其中有进程运行所需要的所有信息如PID、指向用户栈的指针、可执行文件的名字、程序计数器有一个条目指向mm_struct它描述虚拟内存的当前状态我们主要关注两个字段pgd和mmap其中pgd指向一级页表的基址物理地址当前进程被调度后pgd会存放到CR3寄存器中mmap指向一个vm_area_struct区域结构的链表每个vm_area_struct描述当前虚拟地址空间的一个区域 vm_start指向这片区域的起始位置虚拟地址vm_end指向这片区域的结束位置虚拟地址vm_prot当前区域的所有页的读写许可权限vm_flag描述一些信息如当前区域页面是否与其它进程共享vm_next指向下一个链表节点注意上图的左边三列是实实在在存在与物理内存中的数据而最有一列是对虚拟内存空间的具象描述可以认为是整个页表的划分 Linux缺页异常处理当缺页异常触发控制转移到内核的缺页异常程序后会执行以下步骤遍历vm_area_struct链表判断此虚拟地址是否在任意一个节点的vm_start和vm_end之间若否则触发段错误进程终止因为一个进程可以手动新建任意个区域所以链表节点可能会很多Linux为了提高索引效率会维护一棵树判断操作是否符合读写许可权限进行页面替换再看内存映射操作系统通过将一个虚拟内存区域与一个磁盘上的对象关联起来以初始化虚拟内存区域的内容这个过程称为内存映射。可以映射到的文件可以分为两种 Linux文件系统中的普通文件起初在数据还未从磁盘加载到内存时页表条目会存储磁盘上的页表位置我们前面谈到的都是普通文件匿名文件当一个区域映射到一个匿名文件内核会在我们第一次引用这块空间调用缺页中断时内核会选择一个牺牲页选择性写回磁盘然后将这个物理页初始化为全0供用户使用。这块空间不代表磁盘上的任何实际文件且此页面会被设置驻留内存的标记一般不会作为牺牲页。交换空间之所以会有页面调度发生一定是因为有一定的数据结构对其进行管理且这块空间是有限的内核会为我们维护专门的交换文件也叫交换空间、交换区域页的替换实际是利用交换空间中完成的。任何时候交换空间控制着当前运行的进程能够分配的虚拟页面总数。用户级内存映射 Linux提供接口允许用户创建新的虚拟内存区域为其映射普通文件或匿名文件 #include sys/mman.h void *mmap(void *addr, size_t length, int prot, int flags,int fd, off_t offset);//为进程创建新区域段 int munmap(void *addr, size_t length);//删除某个区域返回值区域的vm_start;addr区域的vm_start通常设置为NULL表示由操作系统决定length区域的大小prot虚拟内存区域的访问权限 PROT_EXEC页面由可执行代码组成PROT_READ区域的页面可读PROT_WRITE区域的页面可写PROT_NONE此区域页面不能被访问 flag描述被映射的对象 MAP_ANON匿名对象MAP_PRIVATE私有的写时复制的对象MAP_SHARED共享对象 fd文件描述符offset从距文件开始处偏移offset字节的地方开始让内核创建一个新的包含size字节的只读、私有、请求二进制零的虚拟内存区域 char* bufp mmap(NULL, size, PROT_READ, MAP_PRIVATE|MAP_ANON, 0, 0);动态内存分配动态内存分配器维护着堆空间这块空间向上生长对于每个进程内核维护着一个变量brk读作break它指向堆顶分配器将堆视为一组不同大小的块每个块由连续的虚拟内存片组成这些内存片可以是已分配的可以是空闲的对于块的分配都是显式的但对块的释放由分配器种类决定显式分配器要求程序员主动释放任何已分配的块如C/C的malloc-free、new-delete隐式分配器也称垃圾收集器申请的块由分配器检测并自动释放如Lisp、ML、Java之类的高级语言依赖垃圾回收器释放已分配的块这里我们只讨论显式分配器的设计和实现 malloc和free C标准库提供了一个称为malloc程序包的显式分配器 #include stdlib.hvoid *malloc(size_t size); void free(void *ptr); void *calloc(size_t nmemb, size_t size); void *realloc(void *ptr, size_t size);具体使用方式相信大家在C语言学习中了如指掌了 malloc则可以通过使用我们前面用户级内存映射所描述的mmap系统调用接口或者显式地分配和释放堆空间或者还可以使用sbrk接口 #include unistd.hvoid *sbrk(intptr_t increment);此函数可以通过将内核地brk指针增加increment可正、可负、可0来扩展和收缩堆如果成功则返回brk的旧值否则返回-1errno设置为ENOMEN 分配器的目标如上展示了malloc和free如何管理一个16字的堆空间每个小方格代表一个四字节的字起始时堆由一个16字的、双字8字节对齐的空闲块组成请求过程程序请求4字的块p1请求一个5字的块p2实际分配了一个6字的块为了保证双字对齐malloc在块里多填充了一个字程序请求一个6字的块p3释放p2申请2字的块利用的是当初p2的空间这个过程分配器需要需要关注两个问题尽快找到合适的连续空间供申请尽快找到需要释放的空间在单位时间内完成尽量多的请求最大化空间的利用率这二者相互制衡分配器设计的挑战就是找到一个适当的平衡内存碎片造成空间利用率低的主要原因是一种称为碎片的现象有两种形式的碎片内部碎片在上面的第2步操作中请求了一个5字的块我们将其称为有效载荷实际分配了6个字称为已分配块所谓内部碎片就是已分配块 - 有效载荷有很多原因造成内部碎片有些分配器为申请的块强制要求一个最小大小如果申请的块小于这个大小则需要额外填充或者因为如上的对其要求而产生的1字额外填充块外部碎片如果第5步结束后再申请6字的块则需要向内核申请额外的虚拟内存即使当前的堆空间还有6个空闲字像这样分布在已分配块中间但无法使用的块称为外部碎片外部碎片的量化比内部碎片困难的多它取决于当前请求的模式和分配器的实现方式还取决与将来的请求模式。因为这种难以量化与与可预测分配器通常要采用启发式策略来试图维护少量、大空间的块需要考虑的因素知道了分配器的目标和内存碎片的存在我们就可以考虑一个分配器实现需要考虑的问题空闲块的组织需要特定的数据结构维护这些空闲块适配策略当出现一个请求如何挑选合适的块用来分配分割选了一个空闲块如果用不了这么多如何处理剩下的合并当一个块释放了何时、如何将其与前后紧挨着的空闲块进行合并下面我们将就这些角度谈谈动态内存分配器的设计堆空间的数据结构隐式空闲链表分配器需要一些数据结构组织已分配的块、空闲块大多数分配器将这些信息嵌入块本身每个块包含一个字的头部包含块的大小和一些标记位如果我们给块的分配一个双字约束块的大小则一定是8的倍数此时块大小的低三位一定是0因此我们只需要高29位于是用剩余的3位来编码其它信息其中最低位用来表示当前块是否已分配假设我们有一个已分配的240x18字节的块则它的头部就是0x18 | 0x1 0x19 解释头部获取块大小的方法0x19 3 3 0x18 这样的一个个块在虚拟空间中紧密排列当获取到一个块的头部就能通过其中的块大小字段跳跃到下一个块的头部从而形成链式结构只要遍历堆中所有的块即可从中筛选出空闲块集合这样的结构优点是简单缺点是所有的操作都需要线性遍历块效率低显式空闲链表利用上面的隐式空闲链表块的分配与块的总数包含已分配和未分配的成线性关系对于通用的分配器效率有些低于是我们给空闲块添加两个指针分别指向另外两个空闲块让所有空闲块形成一个双向链表通过链表即可获得所有的空闲块不在需要从两种块中筛选显式链表的排序策略有两种后进先出维护一个尾部块的指针有块释放即从尾部插入对块的申请也从后向前查找合适的块。释放块在常数时间内完成如果有脚部字段合并也可在常数时间完成。按照地址顺序按照虚拟地址的大小对空闲块排序。释放时需要线性时间在隐式链表中找合适的空闲块前驱优势在于这种情况下的首次适配会有更高的内存利用率。分离的空闲链表虽然使用显性链表分配块时排除了查找过程中的已分配块但需寻找合适块依然是线性的一种流行的减少分配时间的方法俗称分离存储。分配器会维护一个空闲链表数组数组的每个元素指向一条链表每条链表的块大小大致相同于是就需要将所有可能的款大小分成一些等价类也叫大小类有很多种划分方式例如可以使用2的幂来划分 {1}{2}{34}{5 ~ 8}…{4097 ~ ∞}; 适配策略应用程序请求一个k字节的块时分配器需要搜索空闲链表搜索一个足够大的空闲块搜索的方式由放置策略决定放置策略首次适配从头开始搜索合适大小的块下一次适配从上一次查询结束的地方开始搜索最佳适配对所有块遍历找到最合适的下一次适配相较首次适配更快首次适配的内存利用率更高最佳适配时间效率太低分割空闲块如果分配器找到一个空闲块必须做另一个决策直接用整个空闲块这种方式简单快捷但会造成内部碎片如果放置策略趋向产生好的匹配内部碎片可以接受将空间非为两部分一部分变成分配块剩余变成新的空闲块获得额外的内存空间块当程序请求了一块空间时分配器首先检查是否有合适的空闲块若找不到合并哪些相邻的空闲块来创建更大的空闲块下一节如果已经做大程度合并了则需要调用sbrk向内核请求额外的堆内存合并空闲块当分配器释放一个已分配的块可能有其它空闲块与它相邻这些相邻的空间可能引起一种假象叫做假碎片为了防止一个实际上连续的空闲块被分割为小的、无法使用的空间块分配器往往要对其进行合并合并的时机也有两种立即合并每次释放一个块时检查这个块的前面和后面是否为空闲块进而合并推迟合并等到分配请求失败的时候扫描整个堆合并所有空闲块快速的分配器通常会选择某种形式的推迟合并。带边界标记的合并前面我们说块的头部标记了当前块的大小那么如果需要在释放当前块时进行合并那么则可以通过当前头部字段知道下一个块的头部位置从而判断下一个块是否为空闲块并结合下一个块的大小将两者合并那么如何得知上一个块的标记呢获得上一个块的头部。那如何获得上一个块的头部呢此时只能从头开始线性查找为了能够在常数时间内得知上一个块的大小我们在每个块的尾部添加一个脚部字段与头部字段类似当需要得知上一个块的标记位只需从当前块的头部向前读一个字即可拿到上一个块的尾部从而得知上一个块是否空闲及其大小上图是四种情况下的合并主要看合并时对中间的头部和脚部的清除以及更新新块的头部和脚部总结虚拟内存是对主存的一个抽象提供三个重要的功能在主存中主动缓存最近使用的存在磁盘上的虚拟地址空间内容简化了内存管理进而简化了链接、进程间共享内存、进程的内存分配以及程序加载通过在页表条目加入保护位简化了内存保护通过将虚拟内存片和磁盘上的文件片关联起来初始化虚拟内存这个过程称为内存映射。内存映射为共享数据、创建新进程、加载程序提供了一种高效的机制。

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