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前言

计算机的工作原理，取指执行，那就意味着程序必须放在内存中才能执行，我们编写的C文件，放在磁盘上，然后编译成可执行程序，最终执行。可执行程序的执行过程中要分内存，然后取指执行

一、内存使用与分段

1，内存使用

重定位最何时的时机–运行时重定位

• 编译成可执行程序时，会有一个地址，是逻辑地址，例如40， 300
• 运行指令时，PCB中存放的有基地址，然后就可以算出实际要寻找的地址，目前理解为物理地址，但学到后面，其实也知道这个不是物理地址，是虚拟地址
  
• 首先程序编译完成，执行：
• 创建进程1和进程2，各找到一段空闲内存，并把各地址作为 base 赋给各进程的PCB
• 程序载入到 base 为基址的内存

2，程序分段

程序可分为数据段和代码段，还有堆栈段
一般PCB 会存放LDT（局部描述符表）。这是结构体数组，里面放着该进程的代码段和数据段的基地址

二、内存分区和分页

引入分区：内存分区导致的内存效率问题

将内存分割固定大小的页，一般页大小为 4K ，程序请求内存按页分配，

• 0x2240 % 0x1000(4K) == 0x2240 >> 12 ,得到页号
• 逻辑地址 ：0x02 : 0x240 ，查页表，页表指针在PCB中
• 由页号查到页框号为3，物理地址为0x3240

三、多级页表与快表

物理内存按照4K 分页后，会需要页表存储页和页框的关系，分页小，会导致页表太大，故提出多级页表

• 页目录4K 一个页目录存放1024个页表指针，一个页表存放1024个页指针，一个指针4字节，1024 *1024 *4(byte) = 4M,可以看出一个页目录要是已全部填充的话需要4M
• 如图，假如一个程序，使用一个页目录其中的三个成员，按照上面的算法，需要使用4K， 但按照多级页表，只需要一个页目录表和三个页表 一共16K ,故省去了很多内存空间，多级内存页表的好处
  多级页表存在多次访问的问题，影响效率，所以又提出缓存的概念，TLB
  TLB是一组相联快速存储， 是寄存器。
  
  这个缓存能成立的原因是程序的访问具有局部性

四、段页结合的实际内存管理

段、 页结合: 程序员希望用段，物理内存希望用页。
实际的段页结合的内存管理

• 分配段、 建段表； 分配页、 建页表

• 进程带动内存使用的图谱

• 从进程fork中的内存分配开始
  

• 0x300是逻辑地址，根据LDT 找到基地址0x45000,

• 得到虚拟地址0x00045300,
  -根据逻辑地址算出是第一个页号 0x45,

• 根据页表查到页框号，得到实际的物理地址

1.故事从fork()开始，分配续集内存，建段表

注意nr ，个人理解是第几个进程，每个进程从虚拟内存里分配64M，p 就是pcb(进程控制块)，数据段和代码段公用一个段


父进程已经分配好内存，目前子进程就不要分配内存了，和父进程共用一套
from 就是代码段的虚拟地址，32虚拟地址代表意义如下：

• 0.11版本一个进程需要64M，从虚拟地址里按照64M切块，每个进程对一个64M
• 一个页目录表4K，一个页目录项4字节，故有1024个页目录项
• 一个页目录项指向一个4K 大小的页表，一个页表可以管理4M
• 一个页目录项可以管理4M，一个进程需要6个页目录项
• 一个页目录表可以管理64个进程
  fork()之后，父子进程共用页框

2，父子进程的操作

• 进程1 是 进程2 的父进程，在虚拟内存上分配的不同，进程1占用64M—128M，进程2占用128M—192M
• 当执行 *p = 7时，首先 p 为 0x300 ，接着通过查 LDT 中的段表得到虚拟地址 0x00400300，虚拟地址再通过页表找到物理内存，写入内存，设置为只读
• 当执行 *p = 8时，首先 p 为 0x300 ，接着通过查 LDT 中的段表得到虚拟地址 0x00800300，虚拟地址再通过页表找到物理内存，查看到为只读，所以新申请内存页（写时拷贝）

参考链接：
1：https://blog.csdn.net/qq_43118676/article/details/106339207