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
内存地址从0开始,每个地址对应一个存储单元
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。我们默认让这个进程的相关内容从地址#0开始连续存放,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)。
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
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。
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。
可执行文件(*.exe) 装入内存模块
编译就是绝对地址
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。
装入时把逻辑地址变为绝对地址
装入时依然保持使用逻辑地址,程序可在内存中移动
操作系统需要提供某种技术从逻辑上对内存空间进行扩充
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
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)
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
暂时换出外存等待的进程状态为挂起状态,挂起态又可以进一步细分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态(详见第一章七状态模型)
应该在外存(磁盘)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。
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。
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
在单一连续分配方式中,内存被分为系统区和用户区。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。
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
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)
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
系统用两种数据结构记录内存的使用情况:空闲分区表、空闲分区链
假设系统采用的数据结构是“空闲分区表”进行分区的分配与回收操作,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)技术来解决外部碎片。
相邻的空闲分区要合并
回收内存分区时,可能遇到四种情况:
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。由于分配算法对系统性能有很大的影响,因此人们对它进行了广泛的研究。
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
算法 | 算法思想 | 排序 | 优点 | 缺点 |
---|---|---|---|---|
首次适应 | 顺序第一个 | 地址递增 | 开销最小,回收分区时一般不需要空闲分区重新排序 | 无 |
最佳适应 | 优先最小分区 | 容量递增 | 大分区被保留下来 | 产生太多太小的难以利用的碎片,算法开销大 |
最坏适应 | 优先最大分区 | 容量递减 | 可以减少难以利用的小碎片 | 大风分区容易被用完,不利于大进程,算法开销大 |
临近适应 | 从上次位置顺序第一 | 地址递增(环) | 不用每次都检索小分区,算法开销小 | 高地址的大分区很快用完 |
综合来看,四种算法中,首次适应算法的效果反而更好
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”(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=页帧号=内存块号=物理块号=物理页号),页框号从0开始。
将进程的逻辑地址空间也分为与页框大小相等的一个个部分,每个部分称为一个页或页面。每个页面也有一个编号,即页号,页号也是从0开始。
Tips:初学易混——页、页面vs页框、页帧、物理页页号、页面号vs页框号、页帧号、物理页号
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,可以放到不相邻的各个页框中。
注:进程的最后一个页面可能没有一个页框那么大。也就是说,分页存储有可能产生内部碎片,因此页框不能太大,否则可能产生过大的内部碎片造成浪费
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PCB(进程控制块)中。
页表中的页号可以是隐含的,即页号不占用存储空间
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?
内存块大小=页面大小=4KB,内存分为4G/4K=2^20个内存块。
内存块号至少20bit表示,那就要用3B(38=24>20),
每个页表项占3B,存储整个页表至少需要 3(n+1)B
重定位寄存器:指明了进程在内存中的起始位置
目标逻辑地址:相对于起始位置的偏移量
特点:虽然进程的各个页面是离散存放的,但是页面内部是连续存放的
如果要访问逻辑地址 A,则
分页存储管理的逻辑地址结构如下所示:
31 …… 12 | 11 …… 0 |
---|---|
页号 P | 页内偏移量 W |
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 为页内偏移量,或称页内地址;12~31 位为页号。如果有K位表示页内偏移量,则说明该系统中一个页面的大小是2K个内存单元,如果有M位表示页号,则说明在该系统中,一个进程最多允许有2M个页面
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。
每个页表项的长度是相同的,页号是“隐含”的
快表:又称联想寄存器,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。
有的系统支持块表满标同时查找可以更快找到地址
寻址方式 | 地址转化 | 访问次数 |
---|---|---|
基本变换 | 算页号,查页表得内存块号,加偏移量得物理地址 | 两次 |
快表变换 | 算页号,查快表,若不命中再查页表,将此项加入快表,剩下同上 | 一或两次 |
根据页号查询页表的方法:K号页对应的页表项存放位置 = 页表始址+K*4,要在所有的页表项都连续存放的基础上才能用这种方法找到页表项
根据局部性原理可知,很多时候,进程在一段时间内只需要访问某几个页面就可以正常运行了。因此没有必要让整个页表都常驻内存
页表再分页并离散存储,然后再建立一张页表记录页表各个部分的存放位置,称为页目录表,或称外层页表、顶层页表
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。
若想访问的页面不在内存中,则产生缺页中断(内中断/异常),然后将目标页面从外存调入内存。
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,段号可以是隐含的,不占存储空间
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)
优点 | 缺点 | |
---|---|---|
分页管理 | 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 | 不方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护 |
分段管理 | 很方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护 | 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 |
分段+分页=段页式管理,每个段分多个等长的页
比如,
段号占16位,因此在该系统中,每个进程最多有2^16=64K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/每个内存块大小为2^12=4096=4KB
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,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,这就是虚拟内存
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。
虚拟内存技术,允许一个作业分多次调入内存。如果采用连续分配方式,会不方便实现。因此,虚拟内存的实现需要建立在离散分配的内存管理方式基础上。
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,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。
请求分页管理中,为了实现“请求调页”,操作系统需要知道每个页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。
在请求分页系统中,每当要访问的页面不在内存时,便产生一个缺页中断,然后由操作系统的缺页中断处理程序处理中断。缺页中断属于内中断,一条指令在执行期间,可能产生多次缺页中断。
此时缺页的进程阻塞,放入阻塞队列,调页完成后再将其唤醒,放回就绪队列。
如果内存中有空闲块,则为进程分配一个空闲块,将所缺页面装入该块,并修改页表中相应的页表项。
如果内存中没有空闲块,则由页面置换算法选择一个页面淘汰,若该页面在内存期间被修改过,则要将其写回外存。未修改过的页面不用写回外存。
操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存,这里有常见的五种页面置换算法
最佳置换算法可以保证最低的缺页率,但实际上,只有在进程执行的过程中才能知道接下来会访问到的是哪个页面。操作系统无法提前预判页面访问序列。因此,最佳置换算法是无法实现的。
实现方法:把调入内存的页面根据调入的先后顺序排成一个队列,需要换出页面时选择队头页面即可。队列的最大长度取决于系统为进程分配了多少个内存块。
缺页中断9次
缺页中断10次
Belady异常:当为进程分配的物理块数增大时,缺页次数不减反增的异常现象。
只有 FIFO 算法会产生 Belady 异常。另外,FIFO算法虽然实现简单,但是该算法与进程实际运行时的规律不适应,因为先进入的页面也有可能最经常被访问。因此,算法性能差
实现方法:赋予每个页面对应的页表项中,用访问字段记录该页面自上次被访问以来所经历的时间t。当需要淘汰一个页面时,选择现有页面中 t 值最大的,即最近最久未使用的页面。
该算法的实现需要专门的硬件支持,虽然算法性能好,但是实现困难,开销大
时钟置换算法是一种性能和开销较均衡的算法。
实现方法:为每个页面设置一个访问位,再将内存中的页面都通过链接指针链接成一个循环队列。当某页被访问时,其访问位置为1。当需要淘汰一个页面时,只需检查页的访问位。
如果是0,就选择该页换出;如果是1,则将它置为0,暂不换出,继续检查下一个页面,若第一轮扫描中所有页面都是1,则将这些页面的访问位依次置为0后,再进行第二轮扫描(第二轮扫描中一定会有访问位为0的页面,因此选择一个淘汰页面最多会经过两轮扫描)
事实上,如果被淘汰的页面没有被修改过,就不需要执行I/O操作写回外存。
因此,除了考虑一个页面最近有没有被访问过之外,操作系统还应考虑页面有没有被修改过。在其他条件都相同时,应优先淘汰没有修改过的页面,避免I/O操作。
修改位=0,表示页面没有被修改过;修改位=1,表示页面被修改过。为方便讨论,用(访问位,修改位)的形式表示各页面状态。如(1,1)表示一个页面近期被访问过,且被修改过。
将所有可能被置换的页面排成一个循环队列
由于第二轮已将所有帧的访问位设为0,因此经过第三轮、第四轮扫描一
定会有一个帧被选中,因此该算法选择一个淘汰页面最多会进行四轮扫描
算法名 | 算法规则 | 优缺点 |
---|---|---|
OPT | 优先淘汰最长时间内不会被访问的页面 | 缺页率最小,性能最好,但无法实现 |
FIFO | 优先淘汰最先进入内存的页面 | 实现简单;但性能很差,可能出现Belady异常 |
LRU | 优先淘汰最近最久没访问的页面 | 性能很好;但需要硬件支持,算法开销大 |
CLOCK | 循环扫描各页面,第一轮为0的,改为1。最多二轮 | 实现简单,算法开销小。 |
改进型CLOCK | 一轮淘汰00,二轮淘汰01,三轮淘汰00,四轮淘汰01 | 算法开销较小,性能也不错 |
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。
可变分配全局置换: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。
可变分配全局置换:只要缺页就给分配新物理块
可变分配局部置换:要根据发生缺页的频率来动态地增加或减少进程的物理块
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。
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,驻留集大小大于工作集大小,否则进程运行过程中将频繁缺页。