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一、内存的基础知识

什么是内存？有何作用？
内存是用于存放数据的硬件。**程序执行前需要先放到内存中才能被 CPU 处理。**内存地址从 0 开始，每个地址对应一个存储单元。

程序编译时只需确定变量 x 存放的相对地址（也就是相对于进程在内存中的起始位置而言的地址），相对地址又称逻辑地址，绝对地址又称为物理地址。

从写程序到程序运行

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为机器语言)。

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。

装入(装载):由装入程序将装入模块装入内存运行。

二、程序的装入和链接

程序的装入的三种方式

装入的三种方式(用三种不同的方法完成逻辑地址到物理地址的转换) :
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。
Eg:如果知道装入模块要从地址为 100 的地方开始存放...

绝对装入只适用于单道程序环境。
程序中使用的绝对地址，可在编译或汇编时给出，也可由程序员直接赋予。通常情况下都是编译或汇编时再转换为绝对地址。

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。作业一旦进入内存后，在运行期间就不能再移动，也不能再申请内存空间。

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为物理地址，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。

采用动态重定位时允许程序在内存中发生移动。

链接的三种方式

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。链接的链接方式。
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。

总结

三、连续分配存储管理方式

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。

2.固定分区分配

固定分区分配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。

固定分区分配有两种分配方式：分区大小相等、分区大小不等。

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。
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)。

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。

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。

三个问题

1.系统要用什么样的数据结构记录内存的使用情况？

两种常用的数据结构是：

• 空闲分区表
  • 每个空闲分区对应一个表项。表项中包含分区号、分区大小、分区起始地址等信息。
• 空闲分区链
  • 每个分区的起始部分和末尾部分分别设置前向指针和后向指针。起始部分处还可记录分区大小等信息。

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。

3.如何进行分区的分配与回收操作？

在进行分区回收的时候，发现有一些分区是相邻的，我们需要把这些相邻的分区进行合并。

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。

如果内存中空闲空间的总和本来可以满足某进程的要求，但由于进程需要的是一整块连续的内存空间，因此这些“碎片”不能满足进程的需求。可以通过紧凑(拼凑，Compaction) 技术来解决外部碎片。

总结

4.动态分区分配算法

首次适应算法

算法思想：每次都从低地址开始查找，找到第--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。

最佳适应算法

算法思想：由于动态分区分配是--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。

最坏适应算法

又称最大适应算法(Largest Fit)
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，更可用，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。

邻近适应算法

算法思想：首次适应算法每次都从链头开始查找的。这可能会导致低地址部分出现很多小的空闲分区，而每次分配查找时，都要经过这些分区，因此也增加了查找的开销。如果每次都从上次查找结束的位置开始检索，就能解决上述问题。
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。

首次适应算法与邻近适应算法对比

首次适应算法每次都要从头查找，每次都需要检索低地址的小分区。但是这种规则也决定了当低地址部分有更小的分区可以满足需求时，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(最佳适应算法的优点)
邻近适应算法的规则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，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(最大适应算法的缺点)

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四、覆盖和对换（Swapping）

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。缺点是对用户不透明。
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。

交换技术（对换技术）

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

三个问题：

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。总之，对换区的 I/0 速度比文件区的更快。

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。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。

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)

总结

五、分页存储管理方式

1. 分页存储的基本概念

基本分页存储管理的思想——把内存分为一个个相等的小分区，再按照分区大小把进程拆分成一个个小部分。

显然，如果把分区大小设置的更小一些，内部碎片会更小，内存利用率会更高。

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。(注：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。

2. 如何实现地址的转换

CPU 执行指令 1，需要访问逻辑地址为 80 的内存单元，如何转化为物理地址？
逻辑地址为 80 的内存单元：
应该在 1 号页，该页在内存中的起始位置为 450，逻辑地址为 80 的内存单元相对于该页的起始地址而言，“偏移量”应该是 30。实际物理地址 = 450+ 30 = 480

转换物理地址的步骤：

1. 要算出逻辑地址对应的页号
2. 要知道该页号对应页面在内存中的起始地址
3. 要算出逻辑地址在页面内的“偏移量”
4. 物理地址 = 页面始址 + 页内偏移量

如何计算：

页号 = 逻辑地址/页面长度(取除法的整数部分)
页内偏移量 = 逻辑地址 % 页面长度(取除法的余数部分)
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。

即：页号=80/50= 1，页内偏移量 = 80%50 =30。1 号页在内存中存放的起始位置 450。

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。

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

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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。

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 P 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 P2M，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*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)

例子：

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5. 具有快表的地址变换机构

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)

基本地址变换机构中，每次要访问一个逻辑地址，都需要查询内存中的页表。由于局部性原理，可能连续很多次查到的都是同一个页表项。

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

① 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。
② 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。
③ 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，若快表未命中，则访问某个逻辑地址需要两次访存(注意：在找到页表项后，应同时将其存入快表，以便后面可能的再次访问。但若快表已满，则必须按照一定的算法对旧的页表项进行替换)

由于查询快表的速度比查询页表的速度快很多，因此只要快表命中，就可以节省很多时间。因为局部性原理，--般来说快表的命中率可以达到 90% 以上。

基本地址变换机构与具有快表的变换对比

六、分段存储管理方式

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(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。

分段系统的逻辑地址结构由段号(段名)和段内地址(段内偏移量)所组成。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，为了能够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”。

1.每个段对应一个段表项，其中记录了该段在内存中的起始位置(又称“基址”)和段的长度。

2.各个段表项的长度是相同的。例如：某系统按字节寻址，采用分段存储管理，逻辑地址结构为( 段号 16 位，段内地址 16 位)，因此用 16 位即可表示最大段长。物理内存大小为 4GB (可用 32 位表示整个物理内存地址空间)。因此，可以让每个段表项占 16+32 = 48 位，即 6B。由于段表项长度相同，因此段号可以是隐含的，不占存储空间。若段表存放的起始地址为 M，则 K 号段对应的段表项存放的地址为 M+K*6。

3. 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共享的。

总结

七、段页式存储管理方式

分页、分段的优缺点分析

分段 + 分页 = 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。

段页式管理的地址结构是二维的。

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。

总结