【操作系统基础】内存管理（二）
本文接上文，主要讲解操作系统内存分配与回收的几种方式。
三、内存的分配与回收
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。
这里简单解释一下内存碎片，即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。固定分区分配又可分为分区大小相等以及分区大小不想等两种方式
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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：炼钢厂有 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）
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分区大小不等：增加灵活性，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、起始位置、状态（是否已分配）。当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：
- 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；
- 会产生内部碎片，内存利用率低。
3. 动态分区分配
动态分区分配又称可变分区分配。这种分配方式不会预见划分内存分区，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。系统用空闲分区表或空闲分区链的数据结构记录内存的适用情况：
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。
动态分区分配算法：在动态分配方式中，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？
| 算法 | 算法思想 | 分区排列顺序 | 优点 | 缺点 |
|---|---|---|---|---|
| 首次适应 | 从头到尾找合适的分区 | 空闲分区以地址递增次序排列 | 综合看性能最好。算法开销小，回收分区后一般不需要对空闲分区队列重新排序 | |
| 最佳适应 | 优先使用更小的分区，以保留更多大的分区 | 空闲分区以容量递增次序排列 | 会有更多的大分区被保留下来，更能满足大进程需求 | 会产生很多太小的、难以利用的碎片；算法开销大，回收分区后可能需要对空闲分区队列重新排序 |
| 最坏适应 | 优先使用更大的分区，以防止产生太小的不可用碎片 | 空闲分区以容量递减次序排列 | 可以减少难以利用的小碎片 | 大分区容易被用完，不利于大进程；算法开销大（原因同上） |
| 邻近适应 | 由首次适应演变而来，每次从上次查找结束位置开始查找 | 空闲分区以地址递增次序排序（可排列成循环链表） | 不用每次都从低地址的小分区开始检索。算法开销小（原因同首次适应算法） | 会使高地址的大分区也被用完。 |
动态分区没有内部碎片，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。
4. 基于分页存储管理
4.1 什么是分页存储
将内存空间分为一个个大小相等的分区（比如每个分区4 kb），每个分区就是一个"页框"（页框=页帧=内存块=物理块=物理页面）。每个页框有一个编号，即"页框号"，页框号从 0 开始；将进程的逻辑地址空间也分为页框大小相等的一个个部分，每个部分称为一个"页"或者"页面"，每个页面也有一个编号，即"页号"，页号也是从 0 开始。
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到一个页框中。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，可以放到不相邻的各个页框中。
4.2 重要的数据结构——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。页表通常存在于PCB（进程控制快）中。
这里还有几点需要补充的：
- 一个进程对应一张页表；
- 进程的每个页面对应一个页表项；
- 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隐射关系。
4.3 基本地址变换结构
基本地址变换结构是一组用于“实现逻辑地址到物理地址转换”的硬件机构。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，页表的起始地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：页面大小是二的整数幂。
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：
- 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）；
- 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）；
- 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；页表大小指的是一个页面占多大的存储空间）；
- 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就是最终的物理地址了）。
4.4 具有快表的地址变化机构
在介绍快表之前我们需要了解局部性原理，局部性原理分为时间局部性和空间局部性：
- 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循环）；
- 空间局部性：一旦程序访问某个存储单元，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）。
上一小节的基本地址变换结构中，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，就利用这个特性减少访问页表的次数，由此引入快表。
快表，又称联想寄存器（TLB，translation lookaside buffer），是一种访问速度比内存快很多的高速缓存（TLB 不是内存！），用来存放最近访问的页表项的副本，可以加速地址变换的速度，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：
- 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。
- 如果没有匹配的页号，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，若没有快表命中，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，应同时将其存入块表，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块很多，因此只要快表命中，就可以节省很多时间。因为局部性原理，一般来说快表的命中率可以达到 90% 以上。
4.5 两级页表
单级页表存在的问题：
- 页表的项必须连续存放，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页面。
对于上述问题，我们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。另外要为离散分配的页表再建立一张页表，称为称为页目录表（也称外层页表或顶层页表）。
5. 基于分段存储管理
5.1 什么是分段
将进程的地址空间按照程序自身逻辑关系划分为若干段，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。内存的分配原则是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。
分段系统中的逻辑地址由段号（段名）和段内地址（段内偏移量）所组成。如：
段号的位数决定了每个进程最多可以分为多少段，段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少；在上述例子中，若系统是按字节寻址的，段号占16位，因此在该系统中，每个进程最多有 2^16 = 64 k 个段，段内地址占16位，因此每个段的最大长度是 2^16 = 64 KB。
5.2 段表
程序分为多个段，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映射表，也即“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地址（又称基址）和段长度。各个段表项的长度是相同的。
5.3 分段与分页对比
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，对用户不可见；
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块的信息。分段对用户可见，用户编程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（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）。
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入快表中，这样可以减少一次访问，加快地址变换速度。
6. 段页式存储管理
段页式存储管理将进程按逻辑模块分段，再将各段分页（如每个页面 4 KB），再将内存空间分为大小相同的内存块（页框/页帧/物理块）。
6.1 段页式管理的逻辑地址结构
分段系统的逻辑地址结构由段号和段内地址（段内偏移量）组成，而段页式系统的逻辑地址结构由段号、页号、业内地址（页内偏移量）组成，如：
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。
在上述图中，若系统是按字节寻址的，则段号占16位，因此在该系统中，每个进程最多有 2^16 = 64 k 个段，页号占 4 位，因此每个段最多有 2^4 = 16 页，页内偏移量占 12 位，因此每个页面大小为 2^12 = 4 KB。
6.2 段表、页表
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。
