作業系統的記憶體管理，主要分為三個方面
乙個記憶體管理系統至少應該做三件事情：
檢視程序記憶體空間的布局的命令：cat /proc/程序id/maps分段機制的原理
linux 傾向於另外一種從虛擬位址到實體地址的轉換方式，稱為分頁（paging）
虛擬記憶體中的頁通過頁表對映為物理記憶體中的頁。
把記憶體管理系統精細化為下面三件事情：
整個虛擬記憶體空間要一分為二，一部分是使用者態位址空間，一部分是核心態位址空間.當 exec 執行乙個二進位制程式的時候，除了解析 elf 的格式之外，另外乙個重要的事情就是建立記憶體對映。load_elf_binary 會完成以下的事情：記憶體對映圖核心態的虛擬空間和某乙個程序沒有關係，所有程序通過系統呼叫進入到核心之後，看到的虛擬位址空間都是一樣的。乙個程序要執行起來需要以下的記憶體結構核心態：程序執行狀態在 32 位下對應關係
程序執行狀態在 64 位下對應關係
dma 是這樣一種機制：要把外設的資料讀入記憶體或把記憶體的資料傳送到外設，原來都要通過 cpu 控制完成，但是這會占用 cpu，影響 cpu 處理其他事情，所以有了 dma 模式。cpu 只需向 dma 控制器下達指令，讓 dma 控制器來處理資料的傳送，資料傳送完畢再把資訊反饋給 cpu，這樣就可以解放 cpu。對於物理記憶體來講，從下層到上層的關係及分配模式如下：核心執行緒kswapd。這個核心執行緒，在系統初始化的時候就被建立。這樣它會進入乙個無限迴圈，直到系統停止。在這個迴圈中，如果記憶體使用沒有那麼緊張，那它就可以放心睡大覺；如果記憶體緊張了，就需要去檢查一下記憶體，看看是否需要換出一些記憶體頁。記憶體管理並不直接分配物理記憶體，因為物理記憶體相對於虛擬位址空間太寶貴了，只有等你真正用的那一刻才會開始分配。四級頁表的概念乙個程序的虛擬位址空間包含使用者態和核心態兩部分。為了從虛擬位址空間對映到物理頁面，頁表也分為使用者位址空間的頁表和核心頁表。在核心裡面，對映靠核心頁表，這裡核心頁表會拷貝乙份到程序的頁表。頁表一般都很大，只能存放在記憶體中。作業系統每次訪問記憶體都要折騰兩步，先通過查詢頁表得到實體地址，然後訪問該實體地址讀取指令、資料。tlb（translation lookaside buffer），我們經常稱為快表，專門用來做位址對映的硬體裝置。它不在記憶體中，可儲存的資料比較少，但是比記憶體要快。所以，我們可以想象，tlb 就是頁表的 cache，其中儲存了當前最可能被訪問到的頁表項，其內容是部分頁表項的乙個副本。
有了 tlb 之後，位址對映的過程就像圖中畫的。我們先查塊表，塊表中有對映關係，然後直接轉換為實體地址。如果在 tlb 查不到對映關係時，才會到記憶體中查詢頁表。
使用者態的記憶體對映機制包含以下幾個部分
整個記憶體管理的體系
作業系統之記憶體管理
記憶體管理的功能有 1 空間分配與 2 位址轉換 3 空間擴充 4 儲存保護 將資料與程式裝入記憶體分以下步驟 1 編譯成模組 2 鏈結模組 分靜態 裝入時動態 執行時動態鏈結 3 將模組裝入記憶體 分絕對裝入 可重定位裝入 執行時動態裝入 邏輯位址與實體地址 訪問資料時是使用實體地址獲取資料，多個...
作業系統之記憶體管理
位址對映和重定位是乙個概念 適應於請求段的記憶體分配方法是最佳適應和可變分割槽 可重入 reentrant code 又稱為 純 purecode 是一種允許多個程序同時訪問的 為使各個程序所執行的 完全相同，絕對不允許可重入 在執行中有任何改變。目的 擴充主存容量 最基本的特徵 多次性 最主要的技...
作業系統之記憶體管理
便於程式設計師編寫程式 分治 可以控制每個段的許可權 寫 讀 符合跳轉指令邏輯 段號，段內偏移 執行時重定位 當執行某條指令時才進行位址重定位，先查詢程序pcb指向的段表，然後根據偏移量算出實體地址。編譯時重定位 編譯時就把所有跳轉指令進行重定位。缺點 導致必須使用重定位後的那一段記憶體，若那一段記...
