【操作系统】内存管理概念-Toy模板网

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进程运行的基本原理

1、编译：由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块（编译就是把高级语言翻译成机器语言）
2、链接：由链接程序将编译后形成的一组目标模块，以及所需库函数链接在一起，形成一个完整的装入模块
① 静态链接：在程序运行之前，先将各目标模块及它们所需的库函数连接成一个完整的可执行文件（装入模块），之后不再拆开
② 装入时动态链接：将各目标模块装入内存时，边装入边链接
③ 运行时动态链接：在程序执行中需要该目标模块时，才对它进行链接。其优点是便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享
3、装入（装载）：由装入程序将装入模块装入内存运行
① 绝对装入：在编译时，如果知道程序将放到内存中的哪个位置，编译程序将产生绝对地址的目标代码。装入程序按照装入模块中的地址，将程序和数据装入内存
绝对装入只适用于单道程序环境
② 静态重定位：又称可重定位装入。编译、链接后的装入模块的地址都是从 0 开始的，指令中使用的地址、数据存放的地址都是相对于起始地址而言的逻辑地址。可根据内存的当前情况，将装入模块装入到内存的适当位置。装入时对地址进行“重定位“，将逻辑地址变换为物理地址（地址变换是在装入时一次完成的）
静态重定位的特点是在一个作业装入内存时，必须分配其要求的全部内存空间，如果没有足够的内存，就不能装入该作业。用于早期的多道批处理操作系统
③ 动态重定位：又称动态运行时装入。编译、链接后的装入模块的地址都是从 0 开始的。装入程序把装入模块装入内存后，并不会立即把逻辑地址转换成物理地址，而是把地址转换推迟到程序真正要执行时才进行。因此装入内存后所有的地址依然是逻辑地址。这种方式需要一个重定位寄存器的支持。
优点：
➢ 采用动态重定位时允许程序在内存中发生移动
➢ 可将程序分配到不连续的存储区中
➢ 在程序运行前只需装入它的部分代码即可投入运行，然后在程序运行期间，根据需要动态申请分配内存
➢ 便于程序段的共享，可以向用户提供一个比存储空间大得多的地址空间

内存管理概念

1、内存管理的概念
① 操作系统负责内存空间的分配与回收连续与非连续分配管理方式
② 操作系统需要提供某种技术从逻辑上对内存空间进行扩充覆盖技术、交换技术、虚拟存储技术
③ 操作系统需要提供地址转换功能，负责程序的逻辑地址与物理地址的转换
④ 操作系统需要提供内存保护功能。保证各进程在各自存储空间内运行，互不干扰。
内存保护方法：
➢ 方法一：在 CPU 中设置一对上、下限寄存器，存放进程的上、下限地址。进程的指令要访问某个地址时，CPU 检查是否越界
➢ 方法二：采用重定位寄存器（又称基址寄存器）和界地址寄存器（又称限长寄存器）进行越界检查。重定位寄存器中存放的是进程的起始物理地址。界地址寄存器中存放的是进程的最大逻辑地址。
2、覆盖与交换
（1）覆盖技术
用来解决“程序大小超过物理内存总和”的问题。将程序分为多个段（多个模块），常用的段常驻内存，不常用的段需要时调入内存。
➢ 内存中分为一个“固定区”和若干个“覆盖区”。
➢ 需要常驻内存的段放在“固定区”中，调入后就不再调出（除非运行结束）
➢ 不常用的段放在“覆盖区”，需要用时调入内存，用不到时调出内存。

必须由程序员声明覆盖结构，操作系统完成自动覆盖。缺点:对用户不透明，增加了用户编程负担。
覆盖技术只用于早期的操作系统中，现在已成为历史。

（2）交换技术
交换技术的设计思想：内存空间紧张时，系统将内存中某些进程暂时换出外存，把外存中某些已具备运行条件的进程换入内存（进程在内存与磁盘间动态调度）
➢ 暂时换出外存等待的进程状态为挂起状态
➢ 挂起态又可以分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态
➢ 中级调度（内存调度），就是要决定将哪个处于挂起状态的进程重新调入内存
① 被换出进程在外存中的存储位置：
具有对换功能的操作系统中，通常把磁盘空间分为文件区和对换区两部分。文件区主要用于存放文件，主要追求存储空间的利用率，因此对文件区空间的管理采用离散分配方式；对换区空间只占磁盘空间的一小部分，被换出的进程数据就存放在对换区。
由于对换的速度直接影响到系统的整体速度，因此对换区空间的管理主要追求换入换出速度，因此通常对换区采用连续分配方式。总之，对换区的 I/O 速度比文件区的快。
② 什么时候应该交换：
交换通常在许多进程运行且内存吃紧时进行，而系统负荷降低就暂停。
③ 应该换出哪些进程：
可优先换出阻塞进程；可换出优先级低的进程；为了防止优先级低的进程在被调入内存后很快又被换出，有的系统还会考虑进程在内存的驻留时间（注意：PCB 会常驻内存，不会被换出外存）
（3）覆盖与交换的区别：覆盖是在同一程序或进程中的，交换是在不同进程（或作业）之间的

连续分配管理方式

1、单一连续分配
在单一连续分配中，内存被分为系统区和用户区。系统区通常位于内存的低地址部分，用于存放操作系统相关数据；用户区用于存放用户进程相关数据
➢ 内存中同一时刻只能有一道用户程序，用户程序独占整个用户区空间
➢ 优点：实现简单；无外部碎片；可以采用覆盖技术扩充内存；不一定需要采取内存保护
➢ 缺点：只能用于单用户、单任务的操作系统中；有内部碎片；存储器利用率极低
内部碎片：分配给某进程的内存区域中，如果有些部分没有用上，就是“内部碎片”
2、固定分区分配
为了能在内存中装入多道程序，且这些程序之间又不会相互干扰，于是将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区，在每个分区中只装入一道作业，这样就形成了最早的、最简单的一种可运行多道程序的内存管理方式
① 分区大小相等：缺乏灵活性，但是很适用于用一台计算机控制多个相同对象的场合
（比如：钢铁厂有 n 个相同的炼钢炉，就可以把内存分为 n 个大小相等的区域存放n 个炼钢炉控制程序）
② 分区大小不等：增加了灵活性，可以满足不同大小的进程需求。根据常在系统中运行的作业大小情况进行划分
➢ 操作系统需要建立一个数据结构——分区说明表，来实现各个分区的分配与回收。每个表项对应一个分区，通常按分区大小排列。每个表项包括对应分区的大小、起始地址、状态（是否已分配）

当某用户程序要装入内存时，由操作系统内核程序根据用户程序大小检索该表，从中找到一个能满足大小的、未分配的分区，将之分配给程序，然后修改状态为“已分配”
➢ 优点：实现简单，无外部碎片
➢ 缺点：

a.当用户程序太大时，可能所有的分区都不能满足需求，此时不得不采取覆盖技术来解决，但这又会降低性能；
b.会产生内部碎片，内存利用率低。

3、动态分区分配
又称为可变分区分配。这种分配方式不会预先划分内存分区，而是在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区，并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统分区的大小和数目是可变的（假设计算机的内存大小为 64MB，系统区 8MB，用户区共 56MB）
➢ 动态分区分配没有内部碎片，但是有外部碎片
内部碎片：分配给某进程的内存区域中，如果有些部分没有用上
外部碎片：内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用；可以通过紧凑技术来解决外部碎片，将内存中的分区进行拼凑靠紧腾出空间，但需要时间代价
① 系统要用什么样的数据结构记录内存的使用情况？
➢ 空闲分区表
➢ 空闲分区链

② 当很多个空闲分区都能满足需求时，应该选择哪个分区进行分配？
须按照一定的动态分区分配算法，从空闲分配表/链中选出一个分区匹配给该作业。
③ 如何进行分区的分配与回收操作？
分区大小和起始地址加减操作，全部分配或回收就加减分区数或合并分区

动态分区分配算法

在动态分区分配方式中，当很多个空闲分区都能满足需求时，应该选择哪个分区进行分配？
1、首次适应算法（效果最好）
➢ 算法思想：每次都从低地址开始查找，找到第一个能满足大小的空闲分区
➢ 如何实现：空闲分区以地址递增的次序排列。每次分配内存时顺序查找空闲分区链
（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区
➢ 优点：低地址部分有更小的分区满足需求时，会更有可能用到低地址部分的小分区，也会更有可能把高地址部分的大分区保留下来。一般不需要对空闲分区队列重新排序。
➢ 缺点：可能导致低地址部分出现很多小的空闲分区，而每次查找时都要经过这些分区，因此增加了查找的开销
2、最佳适应算法
➢ 算法思想：由于动态分区分配是一种连续分配方式，为各进程分配的空间必须是连续的一整片区域。因此为了保证当“大进程”到来时能有连续的大片空间，可以尽可能多地留下大片的空闲区，即优先使用更小的空闲区
➢ 如何实现：空闲分区按容量递增次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区
➢ 缺点：每次都选最小的分区进行分配，会留下越来越多的、很小的、难以利用的内存块。因此这种方法会产生很多的外部碎片
3、最坏适应算法
➢ 算法思想：为了解决最佳适应算法的问题——即留下太多难以利用的小碎片，可以在每次分配时优先使用最大的连续空闲区，这样分配后剩余的空闲区就不会太小，
更方便使用
➢ 如何实现：空闲分区按容量递减的次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链
（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区
➢ 缺点：每次都选最大的分区进行分配，虽然可以让分配后留下的空闲区更大，但是这种方式会导致较大的连续空闲区被迅速用完，如果之后有“大进程”到达，就没有内存分区可用了
4、邻近适应算法
➢ 算法思想：每次都从上次查找结束的位置开始检索
➢ 如何实现：空闲分区以地址递增的顺序排列（可排成一个循环链表）。每次分配内存时从上次查找结束的位置开始查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区
➢ 优点：不用从低地址开始检索，减少了算法开销
➢ 缺点：可能会导致无论低地址、高地址部分的空闲分区都有相同的概率被使用，这也就导致了高地址部分的大分区更可能被使用，划分为小分区，最后导致无大分区可用

非连续分配管理方式

1、基本分页存储管理
（1）基本概念
➢ 将内存空间分为一个个大小相等的分区，每个分区就是一个“页框”，或称“页帧”、“内存块”、“物理块”。每个页框有一个编号，即“页框号”（或“内存块号”、“页帧号”、“物理块号”）页框号从 0 开始
➢ 将用户进程的地址空间也分为与页框大小相等的一个个区域，称为“页”或“页面”。每个页面也有一个编号，即“页号”，页号也是从 0 开始的
➢ 进程的最后一个页面可能没有一个页框那么大。因此，页框不能太大，否则可能产生过大的内部碎片
（2）如何实现地址的转换？
将进程地址空间分页之后，操作系统该如何实现逻辑地址到物理地址的转换？

如何计算：
页号=逻辑地址/页面大小（取商）
页内偏移量=逻辑地址%页面大小（取余）
页面在内存中的起始位置：操作系统需要用某种数据结构记录进程各个页面的起始位置
（3）页表
为了能知道进程的每个页面在内存中存放的位置，操作系统要为每个进程建立一张页表

Eg:假设某系统物理内存大小为4GB，页面大小为4KB,则每个页表项至少应该为多少字节?
4GB= 232B，4KB= 212B
因此4GB的内存总共会被分为232/212= 20个内存块，因此内存块号的范围应该是0~ 20-1
因此至少要20个二进制位才能表示这么多的内存块号，因此至少要3个字节才够(每个字节8个二进制位，3个字节共24个二进制位)

（4）基本地址变换机构
基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址
通常会在系统中设置一个页表寄存器（PTR），存放页表在内存中的起始地址 F 和页表长度 M。进程未执行时，页表的始址和页表长度放在进程控制块（PCB）中，当进程被调度时，操作系统内核会把它们放到页表寄存器中

具体变换过程：
① 计算页号 P 和页内偏移量 W
② 比较页号 P 和页表长度 M，若 P≥M，则产生越界中断，否则继续执行。（页号是从 0 开始的，而页表长度至少是 1，因此 P=M 会越界）
③ 页表中页号 P 对应的页表项地址=页表起始地址 F+页号 P页表项长度，取出该页表项内容 b，即为内存块号。
重点区分：页表长度：这个页表中总共有几个页表项，即总共有几个页
页表项长度：每个页表项占多大的存储空间
页面大小：一个页面占多大的存储空间
④ 计算物理地址=内存块号页面大小+页内偏移量，二进制方法：内存块号和页内偏移量用二进制拼接在一起
在分页存储管理（页式管理）的系统中，只要确定了每个页面的大小，逻辑地址结构就确定了。因此页式管理中地址是唯一的

理论上，页表项长度为 3B 即可表示内存块号的范围，但是为了方便页表的查询，常常会让一个页表项占更多的字节，使得每个页面恰好可以装得下整数个页表项。进程页表通常是装在连续的内存块中
（5）具有快表的地址变换机构
快表又称联想寄存器（TLB），是一种访问速度比内存快很多的高速缓冲寄存器，用来存放当前访问的若干页表项，以加速地址变换的过程。与此对应，内存中的页表常称为慢表。

引入块表后，地址的变换过程：

CPU 给出逻辑地址，由某个硬件算得页号、页内偏移量，将页号与快表中的所有页号进行比较
如果找到匹配的页号，说明要访问的页表项在快表中有副本，则直接从中取出该页对应的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表命中，则访问某个逻辑地址仅需一次访存即可
如果没有找到匹配的页号，则需要访问内存中的页表，找到对应页表项，得到页面存放的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表未命中，则访问某个逻辑地址需要两次访存（在找到页表项后，应同时将其存入快表）
快表的命中率一般可以达到 90%以上
（6）两级页表
① 单级页表存在的问题
➢ 页表必须连续存放，因此当页表很大时，需要占用多个连续的页框
➢ 进程在一段时间内只需要访问某几个页面就可以正常运行了。因此没有必要让整个页表都常驻内存
② 如何解决单级页表的问题？
➢ 对于问题一：可将长长的页表进行分组，使每个内存刚好可以放入一个分组。另外要为离散分配的页表再建立一张页表，称为页目录表，或称外层页表，或称顶层页表
两级页表的原理、地址结构
➢ 对于问题二
应用虚拟存储技术
③ 需要注意的细节
➢ 若采用多级页表机制，则各级页表的大小不能超过一个页面
➢ 两级页表的访存次数分析（假设没有快表机构）
第一次访存：访问内存中的顶级页表
第二次访存：访问内存中的二级页表
第三次访存：访问目标内存单元
n 级页表需要访存 n+1 次
2、基本分段存储管理
（1）分段
进程的地址空间按照程序自身的逻辑关系划分为若干个段，每个段都有一个段名，每段从 0 开始编址
➢ 内存分配规则：以段为单位进行分配，每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻
➢ 由于是按逻辑功能模块划分，用户编程更方便，程序的可读性更高
➢ 段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
➢ 段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少

（2）段表
程序分多个段，各段离散地装入内存，为了保证程序能正常运行，就必须能从物理内存中找到各个逻辑段的存放位置。为此，需为每个进程建立一张段映射表，简称“段表“

分段、分页管理的对比

➢ 页是信息的物理单位。分页的主要目的是为了实现离散分配，提高内存利用率。分页仅仅是系统管理上的需要，完全是系统行为，对用户是不可见的
➢ 段是信息的逻辑单位。分段的主要目的是更好地满足用户需求。一个段通常包含着一组属于一个逻辑模块的信息。分段对用户是可见的，用户编程时需要显式地给出段名
➢ 页的大小固定且由系统决定。
➢ 段的长度不固定，决定于用户编的程序
➢ 分页的用户进程地址空间是一维的，程序员只需给出一个记忆符即可表示一个地址
➢ 分段的用户进程地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既要给出段名，也要
给出段内地址
➢ 分段比分页更容易实现信息的共享和保护
➢ 不能被修改的代码称为纯代码或可重入代码（不属于临界资源），这样的代码是可以共
享的。可修改的代码是不能被修改的
➢ 访问一个逻辑地址需要几次访存？
分页（单级页表）：第一次访存——查内存中的页表，第二次访存——访问目标内存单
元。总共两次访存
分段：第一次访存——查内存中的段表，第二次访存——访问目标内存单元。总共两
次访存，与分页系统类似，分段系统中也可以引入快表机构，将近期访问过的段表项放到快表中，这样可以少一次访问，加快地址变换速度。

段页式管理

段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
页号位数决定了每个段最大有多少页
页内偏移量决定了页面大小、内存块大小是多少
“分段”对用户可见，“分页”对用户不可见，段页式管理的地址结构是二维的

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