期末复习——内存管理

Posted 2023-02-19 sectumsempra

内存管理

为什么要进行内存管理?
对单道系统来说，内存分配较简单。
对多道系统，如果不进行管理，容易导致数据混乱。

• 内存两部分
  1. 用于驻留OS：低地址内存空间
  2. 用于用户进程：高地址
     OS对内存的划分和动态分配。因为不可能把所有用户进程和系统所需的资源、数据放入内存，需要对内存空间进行合理划分和动态管理。
• 内存管理主要功能：
  1. 内存空间分配、回收
  2. 地址转换，LA-->PA，虚拟地址-->物理地址
  3. 内存空间扩充。在逻辑上
  4. 内存共享
  5. 存储保护。

背景知识

逻辑地址空间、物理地址空间

ps.逻辑地址、虚拟地址不区别。
32位系统，虚拟地址范围 0到2³²-1
CPU生成地址：逻辑地址LA，内存单元看到的是物理地址PA(加载到内存地址寄存器的地址)，用户程序看不到真实的PA，只是处理LA。
不同的进程可以有相同的LA，因为映射到不同的PA上，不冲突。

• LA-->PA映射：由内存管理单元 MMU Memory-Management Unit进行地址重定位
• 基地址寄存器：重定位寄存器，交给内存的地址=用户进程生成的地址+基地址寄存器的值(重定位寄存器的值)

动态加载

获得更好的内存空间利用率，程序A只有调用时才加载到内存中，所有程序都以可重定位加载格式保存在磁盘中。

• 调用一个程序过程：
  1. 判断程序是否已加载到内存
     • 在内存中，执行
     • 不在，利用可重定位链接程序加载到内存，更新程序地址表。

动态链接、共享库

程序的链接、装入

1. 编译：编译完成后，所有目标模块地址都是从0开始的相对地址，链接时对其进行修改。
2. 链接：把一组目标模块and其库函数链接在一起-->完整的装入模块。有3种方式。
   1. 静态链接：程序运行前，把各个目标模块和其库函数链接成一个完整的装配模块(①修改相对地址、②变换外部调用符号：模块里用的外部符号改成相对地址)，之后不再拆开。
   2. 装入时动态链接：边装入内存边链接，便于修改更新and实现对目标模块的共享。
   3. 运行时动态链接：程序执行过程中进行。
3. 装入内存：3种方式
   1. 绝对装入：只适用于单道程序环境。使用绝对地址。
   2. 可重定位装入静态重定位：装入时一次完成地址的重定位。ps多道程序条件下，多目标模块都是用相对地址(各自从0开始)。
   3. 动态运行时装入动态重定位：程序在内存中发生移动需要采用这个做法。装入时都还是相对地址。到真正运行时才转换。
      • 可以把程序分配到不连续的存储区。

内存保护

每个用户进程都有自己的单独的内存空间，所以要保护OS不受用户进程的影响，保护用户进程之间不相互影响。

• 两种措施：
  1. 在CPU中设置一对(上限寄存器，下限寄存器)，每次访问一个地址时，利用这对寄存器判断地址是否合法。
  2. 采用重定位寄存器(基地址寄存器)Base最小PA-plus 和 界限寄存器 最大LA-compare。
     1. 判断CPU存的LA<界限寄存器值。若否则错误；
     2. 小于则加 CPU寄存器地址+重定位Base = PA
     3. 根据这个PA访问对应的内存单元。

覆盖与交换

主要针对同一进程，同一程序。
早期计算机系统的内存很小，把用户空间分成1固定区(常活跃)，多个覆盖区(可覆盖)。

交换

对不同进程、不同程序之间的操作。增加多道程序程度。现代OS已不适用，使用其变种。

• 换出：处于等待的程序(等待I/O的不可)从内存移入备份存储(辅存)，腾出内存空间。
• 换入：准备好竞争CPU的程序从备份存储移入内存中。
• 备份存储：通常是快速磁盘，要足够大，独立于文件系统。且提供对这写内存映像的直接访问。

变种：正常情况禁止交换。①内存空闲过低时启用交换/②交换进程的一部分，降低交换时间。

• 移动设备通常不支持交换。使用闪存。

1. 连续内存分配

早期方法。一个进程的空间是连续的。

1. 单一连续分配：内存(系统区 低地址/用户区 高地址)，用户区只有一个用户程序独占。
   无外部碎片，有内部碎片，不需要内存保护，利用率低。
2. 固定分区分配：用户内存空间划分成固定大小的区域，每个分区装一道作业。有空闲区域时装入新作业。有内碎片，无外碎片。
   • 分区大小相等：缺乏灵活性
   • 分区大小不等
3. 动态分区分配：分区大小正好适合进程需要，动态分配。有外碎片，无内碎片。可以用紧凑技术减少外部碎片。

碎片

• 内部碎片：分配给进程的这个块的大小-进程自身大小。分区内部多余部分。
• 外部碎片：多个进程之间的空隙大小，因为不连续。用紧缩技术解决。

动态分区分配算法

性能：首次≈最优适应>最差适应。

1. 首次适应法：空闲的孔中，第一个满足的。较快
2. 最优适应法：刚好装入。
3. 最差适应：分配最大的孔。-->产生最大剩余孔。

2. 分段 segment

产生外碎片、无内碎片。段内连续，段间不必连续。段的长度由实际需求决定，不固定。

• CPU存的地址格式：段的LA表示：<段号,偏移>
• 一个C语言程序的段
  1. 代码段
  2. 全局变量段
  3. 堆
  4. 每个线程使用的栈
  5. 标准C语言库

地址映射

• 通过段表实现：利用段号索引(CPU的LA=<段号s，段偏移d>)
  • 段基地址：这个段的其实地址
  • 段界限：这个段的大小or长度，
    要判断段偏移d是否<段界限，超出了就是非法。

段号	段界限	段基地址
0	1000	1400
1	400	6300
2	400	4300
3	1100	3200
4	1000	4700

• 例CPU<3,852>：合法，PA=3200+852=4052
• 计算各个段的PA：
  1. 段0：1400-2400
  2. 段1：6300-6700
  3. 段2：4300-4700
  4. 段3：3200-4300
  5. 段4：4700-5700

3. 分页 page

无外碎片、有内碎片。

• 帧/页帧 frame：将物理内存分成固定大小的块
• 页/页面 page：将逻辑内存分成同样大小的块。

一级分页

• 一般每页大小为4KB=2¹²，需要20位做页偏移n。32位机器上，页号有32-12=20位。
  (m-n)位页号，说明在系统中，一个进程最多允许有2^m-n个页面，总物理内存可以更大。
• 在m=32位机器上，CPU存储的LA格式：

31			      12|11		       0|
		页号		|	页偏移量		|

• LA映射到PA：PA= 页号*页大小+页偏移
• 一个页表：页表项：(页号)<帧号>。举例(LA 4位=2+2)
  页号隐藏！！！！

页号	页基地址
0	5
1	6
2	1
3	2

• LA=0 PA=?
  • 方法1：5D 00B= 20D
  • 方法2：(5X4)+0=20
• LA=3 PA=?
  LA=0011，PA=(5X4)+3=23

页表项下限定几B?
(页号)<帧号> //页号不用存
e.g.32位逻辑地址空间 => 2³²B，一页4KB
地址空间有 2³²B/4KB=1M页=2²⁰页，需要20位表示全范围。
同时是字节作编址单位：页表项>=ceil(20/8)=3B

TLB 快表

因为页表一般都比较大，放在物理内存中。这样在访问字节时，要访问两次物理内存(①物理内存中找到页表，访问页表条目得知物理帧号 ②计算完之后访问具体位置取出数据)
so slow，于是在MMU中存一块页表缓存，TLB存储一些页表项，LA-->PA过程先利用TLB查找↓

• 利用TLB-->1次TLB+(1次内存)+1次物理地址访问=1or2次物理内存访问
  • TLB命中。帧号可用，计算完访问物理内存。
  • TLB不命中。访问页表，按照特定算法淘汰一个旧页表项。
    访问TLB比内存里的页表项更快了。

分层分页页表

二级页表

顶级页表只能有1面

• 假设32位机器页面4KB=2¹²，每项32b=4B
  顶级页表最多存储(4KB/4B)=1K=2¹⁰条，要用到10位地址。
• 32(总)-12(页偏移)-10(顶级页表占用) = 10b分给二级页号
  两层。。三层
  目录-->目录2-->目录...-->帧号

哈希页表

处理大于32位地址空间的常用方法。

• 哈希值：页码(虚拟页码)
• 哈希表：哈希表项都包含一个链表
  • 链表中每个元素包含：虚拟页码，映射的帧码，*ptr->next
• 机制：LA的虚拟页码指向哈希表。在对应链表中寻找自己的node结点，用帧码得到PA。

倒置页表

整个系统只有一个页表，减少了存储页表所需的内存空间，但是增加查找时间。

• 通常情况：每个进程都有一个页表，每个虚拟页都有自己的页表项。
  缺点：但这样页表很大，耗费很多物理内存。
• 倒置页表：每个条目对应真正内存位置上的页的LA，一个物理页只有一个条目。
• LA=<进程id，页码，偏移>
  倒置页表HASH=<进程id，页码>

有效内存访问时间

100ns访问内存，利用TLB，命中率80%

• 命中：访问内存时间 = 100ns
• 不命中：访问内存时间=200ns
• 有效内存访问时间 = 100*0.8 + 200*0.2 = 120ns

分页机制下内存保护

保护位

通过与每个帧关联的保护位实现，通常保存在页表中。
一个位定义页的可读/可写，计算物理地址时通过保护位检查有没有越权操作。

有效位

捕捉非法地址，

• 有效：这一页在进程的逻辑地址空间中，有效页
• 无效：不在进程的逻辑地址空间内。
  例进程对应着0-5页，现试图访问第6页，(有效位)=无效，OS报错：非法访问。

4. 段页式管理

一个段表--多个页表。

1. 作业地址空间分成若干逻辑段，有自己的段号
2. 每段再分成若干页

• 每个进程一张段表，段表项<段号，页表长度，页表初始地址>
  • 每个分段一张页表，页表项<页号，帧号>
• LA结构：<段号s，页号p，页内偏移量>
  • 页内偏移量由页面大小决定