操作系统-内存管理

内存基础知识

什么是内存

内存可存放数据。程序执行前需要先放到内存中才能被CPU处理——缓和CPU与硬盘之间的速度矛盾

如果计算机“按字节编址” ，则每个存储单元大小为 1字节，即 1B，即 8个二进制位
如果字长为16位的计算机“按字编址” ，则每个存储单元大小为 1个字；每个字的大小为 16 个二进制位

进程运行的基本原理

指令

前8位是操作码，我们写的代码要翻译成CPU能识别的指令。这些指令会告诉CPU应该去内存的哪个地址读/写数据，这个数据应该做什么样的处理。

指令中的地址参数直接给出了变量 x 的实际存放地址（物理地址），但是其实我们应该放入相对地址，因为生成机器指令的时候不知道进程数据会放到什么地方去。

编译、链接、装入

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

三种链接方式：

三种方式装入

内存管理概念

内存空间扩充-覆盖与交换

PCB会常驻在内存当中不会被换出外存

连续分配管理方式

1.单一连续分配：一个用户区一整块
（分配对象：单用户单任务OS）。静态。
有内部碎片

2.固定分区分配：
（多个用户）静态
分区相等—不灵活，机床，炼钢炉
大小不等–灵活，得记录。
有内部碎片

3.动态分区分配=可变分区分配（多用户）装入时动态。

记录：(地址、大小、状态)
空闲分区链、空闲分区表。

内部碎片：给你了你没用。
外部碎片：没给你你想用又用不成。

动态分区分配的四种算法（首次适应算法、最佳适应算法、最坏适应算法、临近适应算法）

首次适应:(无脑找第一个)
空闲分区列表—地址递增
分配：遍历找第一个
回收：检查临近的合并
优：简单，预留了大空间。
缺：外部碎片，分配（大空间的）慢。
主要：每次都从头扫，高地址区堆积了大空间，底底地址区大量小空间。—分配大空间速度慢。

最佳适应:（刚好大一点，小的。）
空闲分区列表—从小到大
分配：遍历，第一个刚好比它大的
回收：临近合并+重新排序
优：剩大分区，碎外部碎片。
缺：外部碎片(小且多)，回收速度慢

最坏适应：找最大
分配：遍历，找大
回收：临近合并+重新排序
优：减少外部碎片
缺点：外部碎片，破坏大分区，回收速度慢

临近适应：首次适应+循环双链表 = 下次接着扫描。
好处：算法开销小，不分优先使用底地址小空间，继续用大空间。导致最后没有空间可用。

总结：首次适应 – 牛批。

分页存储

考虑支持多道程序的两种连续分配方式:

1.固定分区分配:缺乏灵活性，会产生大量的内部碎片，内存的利用率很低。内部碎片 是处于 （操作系统分配的用于装载某一进程的内存）区域内部 ~~或页面内部~~ 的存储块。占有这些区域或页面的进程并不使用这个存储块。
2.动态分区分配:会产生很多外部碎片，虽然可以用“紧凑”技术来处理，但是“紧凑”的时间代价很高，外部碎片指的是还没有被分配出去（不属于任何进程），但由于太小了无法分配给申请内存空间的新进程的内存空闲区域。

固定分区如下：

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。

分页存储核心思想就是把固定分区分配改造为非连续分配版本：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，把这些拆分后的各部分塞到各个小分区里，这样内部碎片就变小了

那么问题就又来了，进程在内存中非连续存放时，操作系统是如何实现逻辑地址到物理地址的转换的?

原先进程在内存中连续存放时，操作系统是通过一个重定位寄存器（寄存器值+逻辑地址=物理地址）实现的地址转换。

那么非连续存放我们只需要知道各个页的起始地址与页内逻辑地址就可以实现地址转换了，因此可以通过查找页表找到各个页的起始地址实现，

比如逻辑地址180（页面大小50），计算知道第3个页，页内偏移地址30，只需知道第3个页的起始位置即可。而操作系统会为每一个进程建立一张页表。

地址存储变换

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。

逻辑地址转换为物理地址：

通过页号与页表寄存器（PTR）长度比较，如果越界抛出越界中断
从页表寄存器里取得页表始址与页号相加再与页面大小相乘得到当前页号的内存起始地址
内存起始地址和页内偏移量相加得到物理地址

总结：

知道页号存放的内存块号，页面大小再知道页内偏移地址即可计算出物理地址

页号2—>存放的内存块号8，8*1024 + 425

另外注意页表也是存放在内存中哦，一个块可以存储含有大小1024页号的页表，即一个块可以指向1024个块。

快表

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)

int i = 0;
int a[100];
while(i < 100){
    a[i] = i;
    i++;
}

此程序频繁的调用a[i] = i;和i++两条指令，假设这两条指令位于10号内存块，而数组a[100]频繁被访问假设数组a在23号内存块

上小节介绍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。既然如此，能否利用这个特性减少访问页表的次数呢?

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。

引入快表后的地址存储变换：

①CPU给出逻辑地址，由某个硬件计算得页号、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)

二级页表

单级页表存在的问题

单级页表必须连续存放，因此当页表很大时，需要占用很多个连续的页框。
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。

可将长长的页表进行分组，使每个内存块刚好可以放入一个分组(比如，上个例子中，页面大小4KB,每个页表项4B，每个页面可存放1K个页表项，因此每1K个连续的页表项为一组，每组刚好占一个内存块（4KB），再讲各组离散地放到各个内存块中)

一些小细节：

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

2.两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

分段存储管理

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。

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

1 2	LOAD1, [D]\|<A>;将分段D中A单元内的值读入寄存器1 STORE1, [X]\|<B>;将寄存器1的内容存入X分段的B单元中

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

问题: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”。

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。
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

LOAD 1, [D] | <A>将分段D中A单元内的值读入寄存器1
经过编译程序编译后，形成等价的机器指令: “取出段号为2(D号段是2号段)，段内地址为1024的内存单元中的内容，放到寄存器1中”

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。

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。

分段很容易的实现共享内存：

让两个进程的某一项段表项都指向同一个段

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)

段页式管理

分页管理

优点：内存空间利用率高，不会产生外部碎片，只会有少量的页内碎片
缺点：不方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护

分段管理

优点：很方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护
缺点：如果段长过大，为其分配很大的连续空间会很不方便。另外，段式管理会产生外部碎片

虚拟存储

传统存储管理的缺点：

一次性：作业必须一次性全部装入内存后才能开始运行。这会造成两个问题:

①作业很大时，不能全部装入内存，导致大作业无法运行;
②当大量作业要求运行时，由于内存无法容纳所有作业，因此只有少量作业能运行，导致多道程序并发度下降。

驻留性:
一旦作业被装入内存，就会一直驻留在内存中，直至作业运行结束。事实上，在一个时间段内，只需要访问作业的一小部分数据即可正常运行，这就导致了内存中会驻留大量的、暂时用不到的数据，浪费了宝贵的内存资源。

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，并且程序的指令也是顺序地在内存中存放的)

虚拟内存的定义

基于局部性原理，在程序装入时，可以将程序中很快会用到的部分装入内存，暂时用不到的部分留在外存（磁盘），就可以让程序开始执行。
在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所需信息从外存调入内存，然后继续执行程序。
若内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。
在操作系统的管理下，在用户看来似乎有一个比实际内存大得多的内存，这就是虛拟内存

虚拟内存的最大容量是由讣算机的地址结构(CPU寻址范围)确定的
虚拟内存的实际容量=min(内存和外存容量之和，CPU寻址范围)

虚拟内存特征

多次性:无需在作业运行时一次性全部装入内存，而是允许被分成多次调入内存。
对换性:在作业运行时无需一直常驻内存，而是允许在作业运行过程中，将作业换入、换出。
虚拟性:从逻辑上扩充了内存的容量，使用户看到的内存容量，远大于实际的容量。

与传统非连续分配存储管理主要区别:

在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所需信息从外存调入内存，然后继续执行程序。
若内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。

请求分页管理方式

请求分页管理与基本分页管理区别

与基本分页管理相比，请求分页管理中，为了实现“请求调页”，操作系统需要知道**每个面是否已经调入内存;**如果还没调入，那么也需要知道该页面在外存中存放的位置。
当内存空间不够时，要实现“页面置换”，操作系统需要通过某些指标来决定到底换出哪个页面;有的页面没有被修改过，就不用再浪费时间写回外存。有的页面修改过，就需要将外存中的旧数据覆盖，因此，操作系统也需要记录各个页面是否被修改的信息。

页面置换算法

页面分配策略

驻留集:指请求分页存储管理中给进程分配的物理块的集合。

在采用了虚拟存储技术的系统中，驻留集大小一般小于进程的总大小。
若驻留集太小，会导致缺页频繁，系统要花大量的时间来处理缺页，实际用于进程推进的时间很少; .
驻留集太大，又会导致多道程序并发度下降，资源利用率降低。所以应该选择一个合适的驻留集大小。

固定分配:操作系统为每个进程分配一组固定数目的物理块，在进程运行期间不再改变。即，驻留集大小不变
可变分配:先为每个进程分配一定数目的物理块，在进程运行期间，可根据情况做适当的增加或减少。即，驻留集大小可变

局部置换:发生缺页时只能选进程自己的物理块进行置换。
全局置换:可以将操作系统保留的空闲物理块分配给缺页进程，也可以将别的进程持有的物理块置换到外存，再分配给缺页进程。

固定分配局部置换:系统为每个进程分配一定数量的物理块，在整个运行期间都不改变。若进程在运行中发生缺页，则只能从该进程在内存中的页面中选出一页换出，然后再调入需要的页面。这种策略的缺点是:很难在刚开始就确定应为每个进程分配多少个物理块才算合理。(采用这种策略的系统可以根据进程大小、优先级、或是根据程序员给出的参数来确定为一个进程分配的内存块数)

可变分配全局置换:刚开始会为每个进程分配一定数量的物理块。操作系统会保持一个空闲物理块队列。当某进程发生缺页时，从空闲物理块中取出一块分配给该进程;若已无空闲物理块，则可选择一个未锁定的页面换出外存，再将该物理块分配给缺页的进程。采用这种策略时，只要某进程发生缺页,都将获得新的物理块，仅当空闲物理块用完时，系统才选择-一个未锁定的页面调出。被选择调出的页可能是系统中任何一个进程中的页，因此这个被选中的进程拥有的物理块会减少，缺页率会增加。

可变分配局部置换:刚开始会为每个进程分配一定数量的物理块。当某进程发生缺页时，只允许从该进程自己的物理块中选出一个进行换出外存。如果进程在运行中频繁地缺页，系统会为该进程多分配几个物理块，直至该进程缺页率趋势适当程度;反之，如果进程在运行中缺页率特别低，则可适当减少分配给该进程的物理块。

何时调入页面？

预调页策略:根据局部性原理，一次调入若千个相邻的页面可能比一次调入一个页面更高效。但如果提前调入的页面中大多数都没被访问过，则又是低效的。因此可以预测不久之后可能访问到的页面，将它们预先调入内存，但目前预测成功率只有50%左右。故这种策略主要用于进程的首次调入（运行前调入），由程序员指出应该先调入哪些部分。

请求调页策略:进程在运行期间发现缺页时才将所缺页面调入内存（运行时调入）。由这种策略调入的页面一定会被访问到，但由于每次只能调入一页，而每次调页都要磁盘I/O操作，因此I/0开销较大。

抖动（颠簸）现象：

刚刚换出的页面马上又要换入内存，刚刚换入的页面马上又要换出外存，这种频繁的页面调度行为称为抖动，或颠簸。产生抖动的主要原因是进程频繁访问的页面数目高于可用的物理块数(分配给进程的物理块不够)

驻留集:指请求分页存储管理中给进程分配的内存块的集合。
工作集:指在某段时间间隔里，进程实际访问页面的集合。

操作系统会根据“窗口尺寸”来算出工作集。例:
某进程的页面访问序列如下，窗口尺寸为4，各时刻的工作集为?

工作集大小可能小于窗口尺寸，实际应用中，操作系统可以统计进程的工作集大小，根据工作集大小,给进程分配若干内存块。如:窗口尺寸为5，经过一段时间的监测发现某进程的工作集最大为3，那么说明该进程有很好的局部性，可以给这个进程分配3个以上的内存块即可满足进程的运行需要。

一般来说，驻留集大小不能小于工作集大小，否则进程运行过程中将频繁缺页。