第6章 内存管理

Posted 2021-11-23 可能自洽

第6章 内存管理

$2^{10}=1K$ (千)
$2^{20}=1M$ (兆，百万)
$2^{30}=1G$ (十亿，千兆)

一、地址转换

1.绝对装入

编译时产生绝对地址

2.可重定位装入

装入时将逻辑地址转换为物理地址

3.动态运行时装入

运行时将逻辑地址转换为物理地址，需设置重定位寄存器

二、内存空间的扩充

（在逻辑上扩充了内存空间）

1.覆盖技术

覆盖技术的思想:将程序分为多个段（多个模块）。常用的段常驻内存，不常用的段在需要时调入内存。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”，需要用到时调入内存，用不到时调出内存

按照自身逻辑结让那些不可能同时被访问的程序段共享同覆盖区
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（对换）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，suspend）挂起态又可以进一步细分为就绪挂起、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。

2.1 应该在外存的什么位置保存被换出的进程

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（学过文件管理章节后即可理解）。总之，对换区的I/O速度比文件区的更快。

2.2 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。例如:在发现许多进程运行时经常发生缺页，就说明内存紧张，此时可以换出一些进程;如果缺页率明显下降，就可以暂停换出。

2.3 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)
覆盖是在同一个程序或进程中的，交换是在不同进程（或作业)之间的

3.虚拟存储技术

三、存储保护

内存保护可采取两种方法:
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。

四、内存空间的分配与回收

1.连续分配管理方式（连续分配:指为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间）

1.1 单一连续分配

在单一连续分配方式中，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（eg:早期的PC操作系统MS-DOS)

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

1.2 固定分区分配

20世纪60年代出现了支持多道程序的系统，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

分区大小相等

缺乏灵活性，但是很适合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)

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(比如:划分多个小分区、适量中等分区、少量大分区)
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，将之分配给该程序，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，此时不得不采用覆盖技术来解决，但这又会降低性能
b.会产生内部碎片，内存利用率低。

1.3 动态分区分配

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。

(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

把一个新作业装入内存时，须按照一定的动态分区分配算法，从空闲分区表（或空闲分区链）中选出一个分区分配给该作业

首次适应算法(First Fit)

最佳适应算法(Best Fit)

最坏适应算法(Worst Fit)

邻近适应算法(Next Fit)

(3) 如何进行分区的分配与回收操作

回收的时候相邻的空闲分区可以合并

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，是指内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用，外部碎片可用“紧凑"技术来解决

2.非连续分配管理方式（离散分配）

2.1 基本分页存储管理

将内存空间分为一个个大小相等的分区（比如:每个分区4KB)，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”（或者“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。（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)
操作系统以页框为单位为各个进程分配内存空间。进程的每个页面分别放入一个页框中。也就是说，进程的页面与内存的页框有一一对应的关系。各个页面不必连续存放，也不必按先后顺序来，可以放到不相邻的各个页框中。

地址结构包含两个部分:前一部分为页号，后一部分为页内偏移量w。在上图所示的例子中，地址长度为32位，其中 0-11位为“页内偏移量”，或称“页内地址”;12-31位为“页号”

(1) 页表

一个进程对应一张页表
进程的每一页对应一个页表项
每个页表项由“页号”和“块号”组成
页表记录进程页面和实际存放的内存块之间的对应关系

每个页表项的长度是相同的，页号是“隐含”的

例 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

$4GB=2^{32}B，4KB=2^{12}B$
因此4GB的内存总共会被分为$2^{32}/2^{12}=2^{20}$个内存块，因此内存块号的范围应该是$[0,2^{20}-1]$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
各页表项会按顺序连续地存放在内存中
如果该页表在内存中存放的起始地址为x，则M号页对应的页表项一定是存放在内存地址为x＋3M
因此，页表中的“页号”可以是“隐含”的。
只需要知道页表存放的起始地址和页表项长度，即可找到各个页号对应的页表项存放的位置
在本例中，一个页表项占3B，如果进程由n个页面，则该进程的页表总共会占3n个字节

(2) 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
（注意:页面大小是2的整数幂）
设页面大小为L，逻辑地址A到物理地址E的变换过程如下:
①计算页号Р和页内偏移量W（如果用十进制数手算，则P=A/L，W=A%L;但是在计算机实际运行时，逻辑地址结构是固定不变的，因此计算机硬件可以更快地得到二进制表示的页号、页内偏移量)
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。(注意:页号是从0开始的，而页表长度至少是1，因此P=M时也会越界)
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$\times$页表项长度，取出该页表项内容b，即为内存块号。（注意区分页表项长度、页表长度、页面大小的区别。页表长度指的是这个页表中总共有几个页表项，即总共有几个页;页表项长度指的是每个页表项占多大的存储空间;页面大小指的是一个页面占多大的存储空间)
④计算E= b*L+W，用得到的物理地址E去访存。（如果内存块号、页面偏移量是用二进制表示的，那么把二者拼接起来就是最终的物理地址了)

例 若页面大小L为1K字节，页号2对应的内存块号b=8，将逻辑地址A=2500转换为物理地址E。

（等价描述:某系统按字节寻址，逻辑地址结构中，页内偏移量占10位（说明一个页面的大小为$2^{10}B=1KB$），页号2对应的内存块号b=8，将逻辑地址A=2500转换为物理地址E）
①计算页号、页内偏移量
页号P=A/L = 2500/1024 =2
页内偏移量W=A%L= 2500%1024 = 452
②根据题中条件可知，页号2没有越界，其存放的内存块号b=8
③物理地址E= b $\times$ L+ W= 8 $\times$ 1024+425= 8644
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，页式管理中地址是一维的。即，只要给出一个逻辑地址，系统就可以自动地算出页号、页内偏移量两个部分，并不需要显式地告诉系统这个逻辑地址中，页内偏移量占多少位

(3) 具有快表的地址变换机构

局部性原理

时间局部性:如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次执行;如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问。(因为程序中存在大量的循环)
空间局部性:一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问。(因为很多数据在内存中都是连续存放的)

什么是快表（TLB）

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存储器，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。

引入快表后，地址的变换过程

	地址变换过程	访问一个逻辑地址的访存次数
基本地址变换机构	①算页号、页内偏移量 ②检查页号合法性 ③查页表，找到页面存放的内存块号 ④根据内存块号与页内偏移量得到物理地址 ⑤访问目标内存单元	两次访存
具有快表的地址变换机构	①算页号、页内偏移量 ②检查页号合法性 ③查快表。若命中，即可知道页面存放的内存块号，可直接进行⑤;若未命中则进行④ ④查页表，找到页面存放的内存块号，并且将页表项复制到快表中 ⑤根据内存块号与页内偏移量得到物理地址 ⑥访问目标内存单元	快表命中，只需次访存 快表未命中，需要两次访存

$(1+100)\times 0.9+(1+100+100)\times 0.1=111us$
有的系统支持快表和慢表同时查找，如果是这样，平均耗时应该是
$(1+100)\times 0.9+(100+100)\times 0.1=110.9us$
若未采用快表机制，则访问一个逻辑地址需要100+100 = 200us
显然，引入快表机制后，访问一个逻辑地址的速度快多了

(4) 两级页表

单级页表存在什么问题?如何解决?

页表必须连续存放，因此当页表很大时，需要占用很多个连续的页框，见下
没有必要让整个页表常驻内存，因为进程在一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面（可以在需要访问页面时才把页面调入内存（虚拟存储技术）。可以在页表项中增加一个标志位，用于表示该页面是否已经调入内存）

两级页表的原理、逻辑地址结构

32位逻辑地址空间，页表项大小为4B，页面大小为4KB，则页内地址占12位

进程最多有$2^{20}$个页面
用20位二进制刚好可以表示$0到2^{20}-1$个页号
每个页面可存放$4K/4=1K=2^{10}=1024$个页表项



两级页表结构的逻辑地址结构

31…22	21…12	11…0
一级页号	二级页号	页内偏移量

如何实现地址变换

将逻辑地址 00000000000000000001111111111111 转换为物理地址（用十进制表示)
①按照地址结构将逻辑地址拆分成三部分 0000000000 0000000001 111111111111
②从PCB中读出页目录表始址，再根据一级页号0000000000查页目录表得下一级页表在内存中的存放位置为3
③去内存块号为3的内存块读 0# 页表，根据二级页号查找页号0000000001，找到最终想访问的内存块号为4（100），即物理地址为$4\times 2^{12}=16384$（100 000000000000）
④结合页内偏移量得到物理地址$16384+4095=20479$（100 111111111111）

例 某系统按字节编址，采用40位逻辑地址，页面大小为4KB，页表项大小为4B，假设采用纯页式存储，则要采用()级页表，页内偏移量为()位?

页面大小$=4KB=2^{12}B$，按字节编址，因此页内偏移量为12位，页号=40-12= 28位
页面大小$=2^{12}B$，页表项大小=4B，则每个页面可存放$2^{12}/4=2^{10}$个页表项
因此各级页表最多包含$2^{10}$个页表项，需要10位二进制位才能映射到$2^{10}$个页表项，因此每一级的页表对应页号应为10位。总共28位的页号至少要分为三级

两级页表的访存次数分析（假设没有快表机构)

第一次访存:访问内存中的页目录表
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

2.2 基本分段存储管理

(1) 什么是分段（类似于分页管理中的"分页"）

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（在低级语言中，程序员使用段名来编程），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。

(2) 什么是段表（类似于分页管理中的“页表"）

(3) 如何实现地址变换

(4) 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。段的长度却不固定，决定于用户编写的程序。
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共享的（比如，有一个代码段中有很多变量，各进程并发地同时访问可能造成数据不一致)

2.3 段页式存储管理

分页、分段管理方式中最大的优缺点

段页式管理方式

每个段对应一个段表项，每个段表项由段号、页表长度、页表存放块号（页表起始地址）组成。每个段表项长度相等，段号是隐含的。
每个页面对应一个页表项，每个页表项由页号、页面存放的内存块号组成。每个页表项长度相等，页号是隐含的。

段页式系统的逻辑地址结构由段号、页号、页内地址（页内偏移量）组成

“分段”对用户是可见的，程序员编程时需要显式地给出段号、段内地址。而将各段“分页”对用户是不可见的。系统会根据段内地址自动划分页号和页内偏移量。因此段页式管理的地址结构是二维的。

如何实现地址变换

①根据逻辑地址得到段号、页号、页内偏移量
②判断段号是否越界着S≥M，则产生越界中断，否则继续执行
③查询段表,找到对应的段表项，段表项的存放地址为F+S*段表项长度
④检查页号是否越界，若页号≥页表长度，则发生越界中断，否则继续执行
⑤根据页表存放块、页号查询页表，找到对应页表项
⑥根据内存块号页内偏移量得到最终的物理地址
⑦访问目标内存单元