11. Memory Management

早期的操作系统并不提供内存管理机制。主存空间是需要程序员自己管理的，如果主存空间很小，每次只能在内存中运行一个程序，要运行另一个程序时就需要将上一个进程从内存中取出来，换到外存中先放着，再将外存中需要运行的进程加载到内存中。

在1961年，曼彻斯特的研究人员提出一种自动执行(overlay)的方式，其思想是将地址空间和主存容量的概念区分开。程序员在虚拟地址空间中编写程序，而程序在真正的内存中运行。由一个专门的机制实现地址空间和实际主存之间的映射。

在当时的一种典型计算机中，指令中主存地址是16位，但是主存容量只有4KB。地址空间有 这么大，我们要如何自动执行程序？可以将地址空间划分成4K大小的一个个区间，让内存空间的地址以4096（4K）取模，将区间内每位地址都能对应上4K的主存范围间。程序员可以在 16KB（0-65535）的范围内写程序，不用关心主存空间的大小。

这种可寻址的地址就是一种虚拟内存，区间后来也叫做页(page)，把主存中存放页的区域叫做页框(frame)。最早的主存只有一个页框。

现代的分页方式和早期分页方式十分类似。其基本思想都是把内存分成固定长度的存储块（也叫页框、实页、物理页），每个进程也划分成固定长的程序块（又称为页，虚页、逻辑页）。

在执行程序时，我们就可以把程序块装到可用的存储块中，不需要用连续页框存放一个进程。为此，操作系统会为每个进程分配一个页表(page table)。通过页表就可以实现逻辑地址向物理地址的转换(Address Mapping)。我们下面举例说明一下地址转换：

假如某个进程有四个页的大小。因为虚拟内存中的页和主存中的页框是一样大的，因此我们只需要在页表中描述虚拟页和物理页框之间的映射关系就行了。而且由于程序的局部性，只将活跃的页面留在主存并不会太多影响运行速度。这种”按需调页(Demand Paging)“方式分配主存就是虚拟存储管理的概念。

人们引入虚拟存储技术是为了解决一对矛盾：

有了虚拟内存，上面的矛盾迎刃而解。程序员可以在比主存大得多的空间内编写程序。当程序执行起来时，只把当前需要的程序段和相应数据块调入主存，不用的地方先放在磁盘上。只当发生缺页(page fault) 时，操作系统才需要介入并进行主存和磁盘之间的信息交换。

虚拟存储器的机制由硬件和操作系统共同协作实现，涉及到操作系统中许多概念，如进程、上下文切换、存储器分配、虚拟地址空间和缺页处理等等。

在之前的学习中，我们学习了虚拟地址空间的概念。在32位机器中，每个进程都可以分配高达4GB的虚拟地址空间，不同的操作系统对用户空间和内核空间的大小有不同的规定。我们也可能会有疑问：如果每个进程都在磁盘中占4GB的虚拟空间，磁盘岂不是只能存放很少数量的用户程序？实际上当然不是这样！虽然每个进程都会分配4GB的虚拟内存空间，实际上在磁盘上每个进程可能只会用到很小的磁盘存储（空洞页面不占用磁盘）。

我们想要实现虚拟存储器的管理，我们还要考虑：

虚拟存储器的管理分为了三种方式：分页式、分段式、段页式。

假定一个页有4KB，在32位机器上，页表的项数就会有：项页表有这么多项，假如一个页表项占4KB，那么页表会有4MB的大小，比页还大。因此页表也要分页管理。页表存放在虚拟地址空间中的内核区。每个进程有一个页表，其中有装入位、修改（Dirt）位、替换控制位、访问权限位、禁止缓存位、实页号。各个进程理论上有相同的虚拟空间，但是实际大小看具体的实现方式，如”空洞“页面如何处理等。

我们将页分成了三类：

可执行文件的存储器映像如下图所示。

我们已经了解了分页式虚拟存储器是怎么工作的。将虚拟存储空间划分成大小相等的一个个页，然后将主存空间划分成和页大小相同的一个个页框。然后用页表中的页表项对应每个页到页框的关系。但分页的方式会有一些问题，比如一个数据跨在两个不同的页中。

将虚拟地址空间分段很好的解决了这种问题。通过程序数据的需求分配不同的段，按照程序逻辑结构将虚拟地址空间划分成多个相对独立的部分（代码段、只读数据段、课读写数据段等等）。而且相比分页，分段方式能更好地进行存储保护（数据和代码在同一个页中，地址越界、保护违例）。

编译器优化和操作系统调度管理。分段系统将主存空间按实际程序中的段来划分，每个段在主存中的位置记录在段表中，并附以“段长”项。段表由段表项组成，段表本身也是主存中的一个可再定位段。

分段式的虚拟内存管理确确实实解决了分页式虚拟内存管理的痛点，但是它也走向了另一个极端。占空间多，段内存换进换出很难管理。因此我们折中，段页式存储器完美的迎合了我们的需求。

程序的虚拟地址空间按模块先分段、段内再分页，但进入主存仍以页为基本单位。这一，逻辑地址就由段地址+段内页地址+页内偏移量三个字段构成。用段表和页表（每段一个）进行两级定位管理。根据段地址到段表中查阅与该段相应的页表首地址，转向页表，然后根据页地址从页表中查到该页在主存中的页框地址，由此再访问到页内某数据。

我们直接访问的数据无一例外都存放在主存中。由于主存采用随机存取方式，因此也称为随机存取存储器（Random Access Memory, RAM）。它是计算机系统中的关键硬件组件，用于临时存储和快速访问数据和指令。

下面是RAM的一个组织图，每个bit数据存放在内存中一个个cell中。计算机通过字线和位线将这些cell编址成一个位平面(Bit plane)。由于大多机器按字节编址，所以一般的DRAM bank需要8个这样的位平面摞在一起。下图的例子并不确切，但对于理解地址译码来说是一个很好的例子。

物理地址和地址译码的关系很紧密。假设上图我们有8个位平面，我们可以通过物理地址来得到我们想要的byte。其中，我们就需要一个译码器将物理地址翻译成某个确切的byte信息。

地址译码器有n个地址输入线和 个输出线。对于每一种输入组合，只有一条输出线会被选中（低电平），其他线保持高电平。因为32位机器上地址位数有32位（现代计算机通常有行缓存，行选中和列选中是分批次进行的），所以能够产生4GB的物理地址。

物理地址是计算机内存中的实际地址。每个内存单元都有唯一的物理地址，通过这个地址，CPU可以直接访问内存中的数据。物理地址是由硬件直接管理的，因为它在硬件层面上是唯一且固定的，因此也被称为绝对地址(absolute address)。

物理地址一般从0开始，而且一般以字节作为最小单位。至于物理地址的长度多大要取决于CPU的架构。32位架构就能访问4GB大小的物理内存。64位架构能访问的大小则是一个天文数字，有生之年也不知道能不能见到这么大的存储器。

在第零课的先导课中，我们提到了段页式虚拟内存管理。逻辑地址就等于段基址+偏移量（相对地址）实现的。这里的相对地址就是相对段基址而言的。将地址从一种形式（如逻辑地址）转换成另一种形式（如物理地址）的过程。在现代计算机中，一般使用MMU来完成地址转换的工作。

在用户眼中连续的地址就是逻辑地址。逻辑地址是程序运行时CPU生成的，操作系统分配给进程使用的地址。每个进程都有各自的逻辑地址，通常从0开始。

因为汇编代码和二进制机器代码都是机器级代码，因此我们能很明白地在汇编代码中，窥见一些程序加载前的要做的事。代码中CALL和PRINT两个标号代表了那一行指令的逻辑地址，这些标号会在链接过程中经过符号解析和重定位转换成相应的逻辑地址。而这些逻辑地址会在不同时机 中将逻辑地址转换成不同的物理地址。

源代码被编译成目标文件，生成的目标文件包含逻辑地址，逻辑地址从0x000开始。在链接阶段，决定程序将被加载到物理内存中的确切位置。之后链接器会将目标文件中的所有逻辑地址转换位相对于加载地址的物理地址。例如，假设决定程序将加载到物理位置0x300，随后，0x300就变成一个基地址，虚拟地址0x003就会被转换为物理地址0x303。

这种链接时地址转换的好处就是简单，而且系统开销低。但是缺点也是显而易见的，那就是灵活性差，不适合多任务的环境。只用场景只有哪些简单的单任务系统。

链接时转换的方案是在可执行文件加载进内存前就已经指定好在物理内存的哪个位置运行了。装载时转换指在可执行文件被加载到内存时，将程序中的逻辑地址转换成物理地址的过程。这种方法在程序加载时进程一次性转换，并将地址固定下来，也称为静态重定位。适用于内核模块和动态链接库(DLL)等场景。

相比链接时转换，加载时转换的方式更为灵活，因为程序的逻辑地址在编译和链接时不需要是固定的，可以在加载时根据内存的实际情况进行调整。但是这种方式不可避免的导致加载时间增加，而且加载后不可在内存中移动。

加载进内存程序中的指令地址仍然保存逻辑地址，在执行过程中，将逻辑地址动态转换成物理地址。这个过程就是运行时地址转换，也叫动态重定位。动态重定位通常通过硬件和操作系统的支持，比如使用 MMU 实现逻辑地址到物理地址的映射。运行时转换是现代系统中广泛采用的方法。

基址和限长是虚拟内存的一种简单形式，通过一组或少量处理器寄存器（基址寄存器和限长寄存器）来控制对计算机内存的访问。工作原理如下：

结合物理地址转换和内存保护，我们就可以简单的描述出MMU地址转换和内存保护方法的步骤了。因为CPU送来的是逻辑地址，因此我们在这里省略和基地址的比较过程。

在固定分区中，为了实现内存的分配和回收，系统需要维护一张表用于跟踪分区当前的状态。这张表记录着各个分区的编号、起始地址、大小和占用情况。

在固定分区中的地址转换和保护中有两种不同的声音：

权衡利弊，固定分区的好处就是简单易实现。但是其不灵活的缺点难免导致产生大量的内存内部碎片，不可避免的造成资源的浪费。

由于可变分区的内存管理方式不再固定地划分分区。为了确保内存分配高效性，系统需要维护两张表：空闲分区表和已用分区表。空闲的分区也叫做孔(holes)，初始情况下，整个内存区域就是一个空闲分区。

没什么好说的，参见上节课内存保护的部分。

相比固定分区，可变分区为我们带来了一定的灵活性。由于分区大小就是进程的大小，所以可变分区避免了内部碎片的产生。然而，这种分区为我们带来了外部碎片，也就是我们说的holes。如果孔的分配不合理，就可能出现许多无法利用的孔。

为了减少外部碎片的占比，在可变分区中，我们有许多分配算法。

首次适应从头开始搜索空闲分区表，检查每个块。一旦找到大小合适的空闲分区块，将其分配给进程。除了这种分配方式可能产生过多的内存碎片外，首次适应有许多优点：

下次适应是从上次分配结束的位置开始，继续向前查找，找到第一个足够大的空闲块进行分配。如果到达内存末尾，则从头开始继续查找。下次适应具有与首次适应（First Fit）相同的优点：速度快O(n)和易于实现。

在某些情况下，下次适应可能更均匀地利用内存，因为它不会总是从内存的起始位置开始查找。然而，它也可能会导致更多的内存碎片，因为它不会总是选择最靠前的空闲块。此外，下次适应可能在某些情况下更快，因为它避免了每次分配都从头开始查找。

相比于前两种傻瓜式的比较适应算法，最佳适应会搜索整个空闲分区表，找到最接近进程所需大小的空闲分区块，然后将其分配给进程。相比较于前两者，最佳适应的外部碎片产生最小。但是有些实现方式可能使得搜索时间过长。

然而，如果使用 AVL 树或红黑树，最佳适应算法的速度可能会优于首次适应算法：Θ(In(n))。

最差适应算法反其道而行之，它通过搜索整个空闲分区表，找到最大的空闲分区表，将其分配给进程。为什么是最大的内存块？因为大块内存分配后，留下的空闲区域依然很大，便于后续的分配。这就是最差适应的中心思想，但是也可能造成更大的内存浪费。

可以使用 max heap、 binomial heap 或 Fibonacci heap 来实现最差适应算法。

快速适应是一种优化内存分配速度的算法。它通过维护多个空闲块列表，每个列表对应不同大小的内存块。当需要分配内存时，Quick Fit 会直接从对应大小的空闲块列表中查找和分配内存。这种方法可以显著减少内存分配和释放的时间开销，但可能会导致内存碎片问题。

逻辑地址由两部分构成：（1）段号，（2）段内偏移。段号决定虚拟内存中可划分多少个段，段内位移决定最小的段大小是多大。

32位机器上的页表项占四个字节，这里提供下面的图简单了解相关位的含义。

32位机器上，一个进程的虚拟地址空间理论上是 4GB 空间，每个页 4KB 情况下可以划分出来 1M 个页出来。我们知道每个页表项需要 4B 空间，那么维护这一个进程的页表就需要占用 4MB 的内存空间（单级页表静态分配需要1000个连续页框的大小）。为了解决单个进程的页表占用大量内存的问题，通常采用多级页表(Multi-Level Page Table) 方案，我们会在之后的课程中学习。

当 CPU 想要访问一个逻辑地址时，会触发地址转换，这时需要访问物理内存两次。

当 CPU 频繁访问内存时，页表查找的开销会显著增加。这时，我们采用一种更高效的解决方案——快表。我们将在下节课介绍。

在虚拟地址空间中，我们把虚拟的地址空间划分成一个一个页，因而产生的逻辑地址很容易得出来：虚拟地址 = 页面号 + 页内位移。

页表项处理页框外，还有很多标志位来提供更为精细的访问控制。

TLB 的命中率对系统性能至关重要，越高的命中率就以为这更多的地址转换可以在 TLB 中完成，减少了访存的次数（访问内存页表）。

通常情况下，TLB的命中率非常高。一般在 90% 到 99% 之间。影响的因素有多个：

要保持TLB命中率，我们还需要注意：当发生进程切换时，会使所有的 TLB 条目失效。

先将页表分页，本来 4MB 大小的页表可以分成 1K 页，每个页目录表(page directory/first level page table) 就只占 4KB 的空间，刚好是一个页的大小。其中每个页目录表项有 4B，记录页表页的存放的页框号，页目录表项就是 PDE(Page Directory Entry)。

每个页目录表项都对应着一个页表(page table)。我们知道，一个页表可以映射4MB的内存，那么使用二级页表就可以通过第1级页表映射第2级页表，第二级页表进一步映射有：那这4GB虚拟内存需要全部分配吗？当然不！在下图中，红色的部分就是页目录表项所记录的空洞页框号，在主存中并不用分配所对应的页框号，在页表中不需要给这部分空间分配页表项。所以操作系统就不用给这部分空间分配页表页(second level page table)，直到进程申请到了这部分的内存（按需分配）。

从上面的图中，我们看到页目录表的出现好像为内存增加了额外的负担，但别忘了这是操作系统不需要为空洞页面分配相应页表页的前提下的。如果进程只是用了 1GB 的虚存空间，那么用这 4KB 去换取 3MB 的页表页不载入内存好像是一个不错的交换。

进入 64 位架构的时代后，进程的虚拟地址空间剧增（用户区和内核区各占256TB）。如果我们仍然使用二级页表的连续页框来存储，那么将产生：的二级页表空间，我们的内存显然是不够用的，因而出现了多级页表。我们在这里介绍四级页表。解决方法简单粗暴——对页目录表继续分页。在四级页表中，页面大小仍然是 4KB，从顶至底的页表分别是：

优点：

时间局部性指的是，如果某个数据在被访问过一次，那么在不久的将来很可能还会被访问。当我们将这些数据放在 cache 中不进行替换，就会大大增加系统的运行性能。我们用一个例子来说明：

在这个例子中，变量 sum 和 j 是经常被访问的数据。将这些数据保存在缓存中可以显著提升性能，因为它们在短时间内被多次访问。。

空间局部性是指，当某个数据被访问到后，它周围空间之后一段时间也很有可能被访问到。继续上面的例子，如果将循环中变量 i 和 j 进行如下改动，那么空间局部性就会变得非常差。因为每次访问的地址都不是连续的，而且每一行都有1000个元素（4000字节），所以完全利用不到 cache 这个层次，总是访问主存甚至磁盘。

我们看到，尽管先按列访问的方法的作用和按行访问相同，但是由于空间的局部性，它们对 cache 利用率会大不一样，因此列访问效率会不如行访问的效率。

缺页是指当程序访问的页面不在物理内存中时，操作系统需要从磁盘中将该页面调入内存的情况。这种情况会导致程序暂时停止执行，直到所需页面被加载到内存中。缺页特指主存到磁盘存储这一层次的页面缺失。缺页会引起中断，使操作系统介入将页面加载到内存里，由于涉及到磁盘这一层次，所以缺页非常慢，高频次的缺页可能引起性能的大幅下降。

缺页这类现象并不局限于主存-磁盘的存储结构，从Cache的结构到主存也会涉及到“缺页”相关的现象。只不过主存以下的缺页所带来的系统开销足够小，并不需要引发操作系统的重视。

缓存写满时，就要再写入新数据就必须选择 cache line 进行替换，此时就要考虑替换策略：

当一个数据再缓存中被修改了，那么对应内存数据如何处理也成了一个问题。一般情况下，我们有这两种写策略：

先进先出算法是简单的队列算法(Queue)，队列的数据结构插入和删除发生在不同的端头，在尾部插入，在头部删除(Enqueue in rear, dequeue in front)。这种结构确保了最早进入队列的元素能够得到最早的处理，在进程调度、打印任务管理的场景得到了很好的应用。这种结构是否适用于内存的置换呢？我们最关心的是这种结构的命中率如何。我们接着看。

凡是缺页的就标记为Miss，命中的标记为Hit。如果队列满且下一次页面访存Miss，那么FIFO页面置换算法的操作系统就会选择最早进入内存的页面进行置换。我们直觉上就会感到这种算法很不靠谱，事实上也确实不靠谱。FIFO页面置换算法的命中率相比其他算法是相当低的。

而且FIFO还会引发反直觉的Bélády's Anomaly现象。主要原因是FIFO只考虑了页面的时间序列，而没有考虑页面的引用局部性。

时钟算法是FIFO的改进版，除了考虑页面的时间顺序，同时也照顾到了页面的引用情况。在之前的学习中，我们知道页表项(PTE)有一个属性位(Accessed bit)，1表示访问过，0表示未访问过。CLOCK算法就是在FIFO算法的基础上为每个页面增添一个引用位(reference bit)，和页表项中的accessed bit类似。

由于是FIFO算法的改进，CLOCK会按照FIFO的顺序检查每一个页面的reference位，如果reference位为1，则将此位设置为0，然后检查下一页。如果页引用位是0，就选中该页作为淘汰页。这种方式给了页第二次驻留内存的机会，因此也称为二次机会算法。

当检查完队列最后一个页面就会循环检查第一页。（Like a CLOCK spining again and again）

最佳页面置换算法会选择在将来最长时间内不会访问的页面进行替换。这种算法虽然确实是一种 optimal algorithm，理论上这种算法的命中率是最高的，但是这种算法过于理想了。

因为预知未来将要访问的页面在实际的应用中几乎是不可能的。而且即使在模拟环境中实现 OPT 算法，所需要的计算资源也将是巨大的。所以 OPT 算法一般就作为 optimal algorithm 来判断一个页面置换算法的优劣。实践上，我们会用 OPT 算法与其他的算法进行比较。为其他算法提供一个理想的参考标准，用来评估其他页面置换算法的性能。

最近最久未使用算法算得上实际生活中页面置换算法的 GOAT ，LRU会替换最近最少使用的页面。这个根据是程序的局部性原理，即最近使用过的数据在未来一段时间后仍可能被使用。

在算法的实现中，尽管我们不能预测未来，但是我们仍然可以观察过去。我们可以通过过去访问的页来指定未来哪些页需要被先置换出去，哪些页应当保留。要实现LRU，我们需要额外地维护一个链表，用于保存刚刚访问的页面及最久未被访问的页面。且每次访问页都可能对链表排序进行调整，又是额外的时间开销。

虚拟内存(VM) 是操作系统管理内存的一种技术。通过将小部分的程序调入内存中运行，它可以向应用程序提供一个独享、连续且巨大的内存空间。尽管内存无法容纳所有进程，但虚拟内存提供了一种非常有效的方法来应对这种情况。即按需调入，并将长时间未访问的页调出到磁盘中。利用磁盘的大容量来运行程序。

我们前面提到了页表、虚拟内存的思想blablabla，我们来总结一下虚拟内存怎么用：

由于虚拟内存涉及到内存-磁盘这一层次的存储层次，当部分加载进内存的程序发生缺页时会发生什么呢？当进程访问的虚拟页不在物理内存中就会产生页错误。当缺页发生时，会：

引发抖动的原因可能有多个，比如并发进程数量、内存分配策略、页面调入策略、页面置换算法等。上节课我们已经了解过页面置换策略是如何影响页命中率的，下面我们着重来看内存分配策略和调页策略对抖动的影响和如何避免抖动。

OS为进程分配内存有两种策略，固定页框(fixed allocation) 和可变页框(variable allocation)。固定页框是指操作系统为每个进程分配一组固定数量的物理页框（物理内存块），且在进程运行期间一直保持这样数量的物理页框。固定页框策略要求每个进程只能使用自己分配的页框，不能使用其他进程的页框。等分页框(Equal Allocation) 就是一种固定页框，系统中的所有物理页框平均分配给每个进程。

可变页框是操作系统根据进程的需求动态地分配物理页框，进程运行期间，页框的数量可以增加或减少。比例分配(Proportional Allocation) 是可变页框的一种，进程分配的页框数量可以根据进程的大小和进程数量来动态调整。

固定页框实现简单，管理方便，因为每个进程的内存需求是预先确定的。但是这种分配策略的灵活性很差，可能导致内存利用率不高。如果分配的页框数量过多，会浪费内存；如果分配的页框数量过少，可能导致频繁的缺页中断。

可变页框的优缺点完全和固定页框的实现反着来，可变页框灵活性高，可以根据实际需求调整内存分配，提高内存利用率。但是实现复杂，需要更复杂的管理机制来跟踪和调整页框的分配。

当缺页中断发生，操作系统需要swapping需要置换的页。我们也有两种相关的实现方式：局部置换和全局置换。

局部置换是指当发生缺页中断时，操作系统只在当前进程的物理页框中选择一个页面进行置换。这样，每个进程只能使用自己分配的物理页框，不会影响其他进程的内存使用。如果某个进程的内存需求突然增加，可能会频繁发生缺页中断，影响该进程的性能。

全局置换是指当发生缺页中断时，操作系统可以在所有进程的物理页框中选择一个页面进行置换。这样，操作系统可以动态调整各个进程的物理页框数量，根据实际需求进行分配。内存利用率更高，可以更好地适应不同进程的内存需求变化。可能导致进程之间的相互干扰，一个进程的内存需求增加可能会影响其他进程的性能。

为什么固定页框和全局置换是矛盾的。

请页式(Demand Paging) 是当进程需要访问某个页面而页面不在内存中时，产生缺页中断，操作系统将该页面从磁盘调入内存的页面调入策略。只在需要时加载页面，减少了不必要的内存占用，但是也可能导致频繁的缺页中断，影响系统性能。

调页式(Pre-paging) 是在执行访问页面之前将之后要访问的多个页面提前加载到内存中。如果预测准确，就会减少缺页中断的频率，如果预测不准确就会加载不必要的页面，浪费内存资源。

除了上面的因素，页面置换算法也是影响系统发生抖动的重要因素。页面置换算法不同，缺页次数就不相同。我们熟悉的LRU就是一种好的页面置换算法。

工作集模型基于局部性原理，根据局部性大致地给出程序之后最有可能访问的页有哪些。根据工作集，我们能够减少缺页的同时尽可能地节省内存页框的资源。

为确定工作集窗口，我们检测最近使用过的页，看看哪些页的使用是最频繁的，之后将工作集设置为局部时间Δ内引用最多的页面的集合（如下Δ = 10）。不难理解，如果某页面被频繁地访问，那么就会出现在工作集中。

当工作集一旦被确定，系统就可以在进程启动或重启之前，根据这些历史访问数据将工作集中的页面预先调入主存（预调页的实现）。进程开始执行时就能减少缺页中断的发生，提高了系统性能。

通过之前的学习，我们了解了抖动问题的根源在于频繁的页面置换，即缺页中断频率（PFF）。如果一个进程的PFF过高，这表示系统给该进程分配的页框过少；如果系统给当前进程分配的页框非常多，就不会引起频繁的换入换出。

随着进程分配页框数的增加，PFF一定会减少。我们发现PFF会根据页框数呈类似于1/N的减少趋势。基于此，我们可以划定合适的上限PFF(upper bound)和下限PFF(lower bound)。根据这两个边界划分进程分配页框数。当分配的页框数过少时，PFF会显著增加（超过upper bound），从而影响性能；而当分配的页框数过多时（小于lower bound），会浪费内存页框，性价比不高。

静态内存分配是在编译时分配内存的方式。程序在编译时确定变量的虚拟地址布局（如 .data 段、 .text 段等），其生命周期覆盖整个程序运行周期。物理内存的实际分配由操作系统在程序加载时完成，且内存大小不可在运行时调整。

如果你需要在运行时申请内存（堆内存），你就会用到动态内存分配函数在程序运行时根据需要分配和释放内存。常见的动态内存分配函数包括 malloc 、calloc 、realloc 和 free。动态内存分配的灵活性高，可以根据程序的需要动态调整内存大小。但需要手动管理，容易发生内存泄漏。

在 Linux 系统中，malloc 库函数会在底层调用 brk（小于 128KB 的内存申请） 和 mmap 系统调用（大于 128KB 的内存申请）。（一般情况下）

它们的函数原型如下：

0-1M

物理地址1M往上就是内核代码和数据，再往上就是内核分配的一些数据结构，用来存放页目录或管理物理内存的结构。在往上就是空闲的物理内存。在IA32上，虚拟内存大小为4GB，其中前面的0GB-3GB我们会将其划分给用户程序，将高地址的3GB-4GB划分给内核程序。Linux将内核的1GB内存分为两部分：

由于是一一映射的方式，内核的虚拟地址减去KERNBASE就可以得到内核的物理地址了，方便内核对实际的内核物理内存进行管理。

而对用户程序的地址空间会根据用户程序的情况把内存与物理内存空间进行映射。

--- 如何知道某个物理页可以释放？页结构体中有一项 uint_16t pp_ref; 表示当前页有多少个虚拟内存映射到该页代表的物理内存页。当 pp_ref 为0时就代表该页可以释放掉了。