硬件存储结构

分层存储结构

缓存一致性

读写问题

（1）读命中 与 读不命中：逐层访问缓存读取内容

（2）写直达：把数据同时写入内存和 Cache

每次需要写回内存，性能较低

（3）写回：当发生写操作时，新的数据仅仅被写入 Cache Block 里，只有当修改过的 Cache Block「被替换」时才需要写到内存中

减少了数据写回内存的频率，这样便可以提高系统的性能

替换策略

希望保持缓存的高命中，对于一些频繁访问的数据我们希望可以一直留在内存中，而一些很少访问的数据希望可以在某些时机可以淘汰掉。

1. 传统LRU

（1）时间局部性：

每当发生读写不命中的情况，将当前页加入到LRU的头部，缓存满时，将尾部丢弃

（2）空间局部性

预读机制：每次向LRU中加载多个相邻的页

（3）问题

a.预读的问题（预读失效，污染缓存）

b.频繁替换问题

2. 改进LRU

（1）划分active区和in-active区

第一次读写：加入到in-active头部，并丢弃in-active的尾部。

第二次读写：从in-active提升到active头部，将active尾部下降为in-active。

3. 时钟算法

综合FIFO和LRU方法，将页面保存在环形链表中，表针指向最老的页面。

每当访问命中，将访问位置1；

每当访问不命中，触发缺页中断，将表针沿途的访问位置0，替换第一个访问位不为1的页面。

虚拟内存

虚拟内存

（1）虚拟地址为逻辑地址，可以防止不同进程间的内存污染。

（2）内存管理、分配（虚拟地址的分配）、释放的便捷性：将不连续的物理空间抽象为连续的地址空间。

段页式内存管理

1. 段式管理：虚拟地址=段选择因子+段偏移量

   每次分配的空间大小不一，容易产生内存外部碎片

2. 页式管理：虚拟地址=页号+页偏移量

   内存分配成大小相等的页，容易产生内存内部碎片

   （1）页表=pair(虚拟页号, 物理页号)

   （2）多级页表：如果某个一级页表的页表项没有被用到，也就不需要创建这个页表项对应的二级页表了，即可以在需要时才创建二级页表。

   （3）TLB（快表）：把经常使用到的页表页加入缓存中

   

   1. linux下使用的段页式的内存管理

      

进程内存模型

操作系统为每个进程抽象出独立的虚拟内存空间，其内存模型如下：

malloc内存分配

分配方式

1. brk()系统调用从堆内存分配

2. mmap()系统调用从文件映射区分配

分配细节

1. brk()与mmap()

1. mmap:

   访问容易触发缺页中断，频繁在用户态和内核态之间切换，效率低

2. brk：

   频繁的分配释放容易产生内存碎片，发生内存泄漏

一般规定：<128KB使用brk()；>128KB使用mmap()。

2. 调用时分配虚拟内存，访问时开辟物理内存

3. 预分配 与 延迟释放

1. malloc()：会预分配更大的空间作为内存池
2. free()：brk()方式申请的内存会保留，进程结束后归还操作系统；mmap()方式申请的内存会被释放。