LDT局部描述表

ldt在实现多任务功能中，让自己的程序使用的地址空间与其他任务相互不可见。每个程序有自己的LDT.

GDT中的ldt entry

lgt

Name	Description
Base Address	LDT的入口地址
Limit	LDT的大小
Type	0x2
S	0 系统描述
DPL	0
P	1
AVL	0
L	0
D/B	0
G	0

分页内存管理

32位x86体系cpu支持4G虚拟地址空间而64位cpu则支持256T（理论上是16E）。分页内存允许进程访问整个虚拟内存空间，而不是直接访问实际的物理内存(与分段的目的相似)。

前面说过分页是可选的一种内存方式，通过设置CR0的PG位来让页转换生效。

在x86上MMU映射内存是通过连续的2张表进行的，一张叫页目录，一张叫页表。

页帧

页帧是4K-byte 为单位的连续物理内存地址

页目录

page directory (from OSDev wiki)

80386保护机制

类型检查
限制检查
可寻址域约束
程序入口点约束
指令集约束

段级别保护

段级别的保护参数是保存在段描述中可以参照GDT全局描述表

GDT全局描述表

实模式下内存的地址访问限制是1M，这是由于8086cpu的使用的寄存器是16位的而地址总线是20位。1M = 1<<20。

现在cpu的寄存器早就不是什么16位的了，但是计算机现代计算机启动后还是采用实模式。

实模式中就有内存访问限制，要突破这个限制，计算机必须进入保护模式。

Intel 64 and IA-32 Architectures. Software Developer’s Manual. Volume 3A的第二章对GDT进行了详细的描述。

实模式中内存寻址才用方式: Segment:Offset Segment 是段寄存器: CS, ES, DS, FS, GS

内存一致性模型(Memory Consistency Models)

注解

W(var)value: 将变量var赋值为value.

R(var)value: 读取变量var的值是value.

例子: W(x)1 将变量x赋值为1. R(y)3 读取变量y的值为3

严格一致性(Strict Consistency)

严格一致性的定义：读取地址X返回的是最近写入X的值。（如果没有缓存的cpu，直接通过总线与内存交互，这时就是严格的一致性的内存模型）。

Memory Ordering

Memory Ordering指的cpu访问内存的顺序，这个术语包含2个层面的意义，编译时（编译器乱序）与运行时（运行时乱序）。

现今的微处理器都能通过memory ordering特性让cpu重排内存指令，这种特性叫做out-of-order execution(最终结果是不会受到影响的。)

通过加入memory barrier来屏蔽memory ordering.

编译时memory barrier(GNU):

asm volatile(“” ::: “memory”);

或者

asm volatile (“” ::: “memory”);

运行时memory barrier(x86): asm volatile(“mfence” ::: “memory”);

stack 2015-09-25

Contiguous stack

split stack原理与问题

栈满后每次调用将使用新的stack，当调用返回会释放栈。如果同样的调用反复发生在循环里面 alloc/free的导致严重的消耗。
栈的申请与释放工作不会停止的（这里我的理解是每次要将当前栈大小传递给函数），都有额外的工作需要做（检查工作负担很重啊）。

原文：

Current split stack mechanism has a “hot split” problem - if the stack is almost full, a call will force a new stack chunk to be allocated. When that call returns, the new stack chunk is freed. If the same call happens repeatedly in a tight loop, the overhead of the alloc/free causes significant overhead.

Stack allocation/deallocation work is never complete with split stacks - every time the stack size passes a threshold in either direction, extra work is required.

Contiguous stack:

sychronized 2015-08-26

Java Object 标记头

ScreenShot

轻量级锁(light weight lock)

当年JVM对轻量级锁的处理JVM

文中讲到monRec对于过来就是ObjectMonitor

ObjectMontor的分配操作是在Thread空间，因此没得线程安全问题。

读书笔记 2015-06-05

保守GC(conservative collector) 的缺点

1.不能保证栈上当前值是否是指向堆(指针)，也就是会被误认. 文章Finding References in Java™ 有相关描述，原文” A conservative collector knows only that some region of memory may contain references, but doesn’t know whether or not a given value in that region is a reference.”

2.由于上面的不确定性造成在想移动对象的时候，没有办法修改栈上对应的值。因此保守GC不能出现在对象可移动的GC算法, 比如mark-compact, copy等。

精确GC(exact)的缺点

需要额外的信息来描述栈上的当前值是否是指向的堆(指针), 标记额外值有以下方式。

1.标记法(tagging) 值本身携带自描述信息

2.stack map 通过编译器找出偏移信息.

stack map 方式的倒是常见 java使用的OopMap. golang 使用的BitVector结构（// Information from the compiler about the layout of stack frames.）

三色标记回收 2015-05-15

三色标记回收

三色标记回收算法中的3个颜色分别是白、黑、灰.三色标记回收算法大致如下:

将初始化的对象置为白色
所有根(全局变量或栈上的变量)可及的对象置为灰色
遍历这些被置位灰色的对象，灰色对象引用到的对象都置为灰色，完成对灰色变量的遍历后，将灰色对象置为黑色
继续遍历其他被灰色对象
所有灰色对象遍历完后，就只会剩下黑色的和白色的对象
所有这些黑色的对象都是根可达的，白色的都是根不可达的，白色对象都删除掉。

以上步骤就是三色标记回收的理论了。非常简单吧，至少在STW(STOP THE WORLD)的情况下.

但是在mutator（mutator 与 collector分别是执行应用程序与执行GC）和GC同时工作的时候要满足 黑色对象只会引用灰色的对象或其他黑色对象。 变得复杂起来了。

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