存储器管理

存储器层次结构

存储层次至少具有三级：最高层为CPU寄存器，中间为主存，最底层是辅存。

程序的装入和链接

程序装入方式：

绝对装入方式：绝对装入程序按照装入模块的地址，将程序和数据装入内存。
可重定位方式：在采用可重定位装入程序将装入模块装入内存后，会使装入模块中的所有逻辑地址与实际装入内存的物理地址不同。
动态运行时装入方式：装入内存后的所有地址都仍然是相对地址，而将相对地址转换为绝对地址是在程序真正执行的时候。

程序链接方式：

内存管理

内存分配方式

单一连续分配：将内存分为系统区、用户区，将系统区的内存交给操作系统使用，而用户区内存分配给用户使用。

固定分区分配：内存空间被划分为若干个固定大小的区域，每个分区提供给某个进程使用。

动态分区分配：根据进程实际需要，结合数据结构动态分配内存。

位图：由位图标记相关分区是否被使用
空闲链表：由双向链表将空闲区域作为节点相连

内存回收过程

回收区和一块空闲区相邻，且回收区在空闲区下边：将回收区包含进空闲区
回收区和一块空闲区相邻，且空闲区在回收区下边：将回收区和空闲区合并，新的空闲区采用回收区的地址
回收区在两块空闲区中间：将三个区域合并，新的空闲区使用顶部的空闲区地址
单独的回收区：转为空闲区插入空闲区链表

内存存储管理

页式存储管理：将进程逻辑空间等分为若干个页面，物理内存空间分为若干个物理块，以页面为单位将进程装入物理块。由页表记录进程逻辑空间与物理空间的映射

缺点：由于页面大小的原因，会导致碎片多，单一的页式存储也会导致页表占用内存空间大。
优点：符合计算机的存储管理要求
解决方案：采用多级页表，防止一次页表的页表项过大

段式存储管理：将进程逻辑空间划分为若干段（非等分），由段表记录逻辑空间到物理空间的映射。

优点：适合用户需求，满足程序的共享

段页式存储管理：结合了提高内存利用率的分页管理、满足用户需求的分段，将进程先分为段，再分为页。

页面置换算法

当发生缺页异常的时候，需要相关的页面置换算法。

最优页面置换算法：将不再需要或者很久以后才需要的页面置换出去，这是一种理想的置换算法。

先进先出页面置换算法：由操作系统维护一个所有在当前内存中的页面的链表，缺页时移除头部的页，并且把新的页添加到表尾。

最近最少使用页面置换算法：在缺页中断时，置换未使用时间最长的页面。

虚拟地址空间

将物理内存地址暴露给进程的缺点：

用户程序可以寻址内存中的字节，容易破坏操作系统
多个用户程序容易发生冲突，并发困难

虚拟地址空间：创建了一种抽象内存供程序使用。地址空间是进程可以用来寻址内存的地址集。每个进程都有它自己的地址空间，独立于其他进程的地址空间。

在没有虚拟内存的计算机上，系统直接将虚拟地址送到内存中线上，读写操作都使用同样地址的物理内存。在使用虚拟地址空间技术时，虚拟地址不会直接发送到内存总线上。相反，会使用 MMU内存管理单元把虚拟地址映射为物理内存地址。

基址寄存器和变址寄存器：采用了虚拟地址空间后，要实际定位到程序的物理内存地址，采用动态重定位方法，使用CPU中的基址寄存器、变址寄存器来对地址空间转换为物理内存地址。

基址寄存器：存储数据内存的起始位置
变址寄存器：存储应用程序的长度。

虚拟地址空间由固定大小的单元组成，这种固定大小的单元称为 页(pages)。而相对的，物理内存中也有固定大小的物理单元，称为 页框(page frames)。

映射关系由页表进行管理，如果MMU 注意到该页面没有被映射，于是 CPU 会陷入(trap)到操作系统中。这个陷入称为 缺页中断(page fault) 或者是 缺页错误。操作系统会选择一个很少使用的页并把它的内容写入磁盘。

针对虚拟地址到物理地址映射速度优化主要有：TLB（转换检测缓冲区）位于MMU里面。

TLB

TLB是一个内存管理单元用于改进虚拟地址到物理地址转换速度的缓存。

TLB是位于内存中的页表的cache，如果没有TLB，则每次取数据都需要两次访问内存,即查页表获得物理地址和取数据.

虚拟内存

交换技术：针对于内存不足以程序运行的情况，有两种方式，第一种是交换，将进程放入内存中执行后，再把它放回磁盘。故空闲进程会存放在磁盘中。第二种是虚拟内存。

虚拟存储器，是指具有请求调入功能和置换功能，能从逻辑上对内存容量加以扩充的一种存储器系统。

具有多次性、对换性和虚拟性三大主要特征。

多次性：多次性是指一个作业被分成多次调入内存运行
对换性：对换性是指允许在作业的运行过程中进行换进、换出
虚拟性：虚拟性是指能够从逻辑上扩充内存容量

虚拟内存主要由虚拟存储器实现，具体内存管理也大体一样，分为：请求分页、请求分段、请求段页式，

相关置换算法：

先进先出算法(FIFO)
最不经常使用算法(LFU)
最近最少使用算法(LRU)

文件系统

文件系统存储在磁盘中。大部分的磁盘能够划分出一到多个分区，叫做磁盘分区。每个分区都有独立的文件系统，每块分区的文件系统可以不同。磁盘的 0 号分区称为 主引导记录(MBR)，用来引导(boot) 计算机。在 MBR 的结尾是分区表(partition table)。

当计算机开始引 boot 时，BIOS 读入并执行 MBR。

引导块

MBR 做的第一件事就是确定活动分区， 读入引导块(boot block) 并执行。引导块中的程序将加载分区中的操作系统。为了一致性，每个分区都会从引导块开始，即使引导块不包含操作系统。引导块占据文件系统的前 4096 个字节，从磁盘上的字节偏移量 0 开始。引导块可用于启动操作系统。

超级块

超级块的大小为 4096 字节，从磁盘上的字节偏移 4096 开始。超级块包含文件系统的所有关键参数

文件系统的大小
文件系统中的数据块数
指示文件系统状态的标志
分配组大小

在计算机启动或者文件系统首次使用时，超级块会被读入内存。

空闲空间块

用位图或者链表管理空闲块。

inode

索引节点。它是一个数组的结构，每个文件有一个 inode，inode 非常重要，它说明了文件的方方面面。

模式/权限（保护）
所有者 ID
组 ID
文件大小
文件的硬链接数
上次访问时间
最后修改时间
inode 上次修改时间

文件分为两部分，索引节点和块。一旦创建后，每种类型的块数是固定的。

文件的实现

连续分配：按照连续数据块进行分配。

优点：实现简单、高性能
缺点：碎片问题

链表分配：按照链表方式分配数据块，节点的是磁盘指针

优点：充分利用数据块
缺点：不支持随机访问，IO代价大

inode：给每个文件赋予一个称为 inode(索引节点) 的数据结构，每个文件都与一个 inode 进行关联，inode 由整数进行标识。只有在文件打开时，其 inode 才会在内存中。

* 文件的字节数

　　* 文件拥有者的User ID

　　* 文件的Group ID

　　* 文件的读、写、执行权限

　　* 文件的时间戳，共有三个：ctime指inode上一次变动的时间，mtime指文件内容上一次变动的时间，atime指文件上一次打开的时间。

　　* 链接数，即有多少文件名指向这个inode

　　* 文件数据block的位置

目录的实现

目录项提供了查找文件磁盘块所需要的信息。目录系统的主要功能就是 将文件的 ASCII 码的名称映射到定位数据所需的信息上。

对于采用 inode 的系统，每个目录项，由两部分组成：所包含文件的文件名，以及该文件名对应的inode号码。

共享文件

硬链接：多个文件名指向同一个inode号码。【inode链接数会发生变化】

ln 源文件 目标文件

软链接：文件A和文件B的inode号码虽然不一样，但是文件A的内容是文件B的路径。

ln -s 源文文件或目录 目标文件或目录

磁盘调度算法：

先来先服务：磁盘臂按照FIFO原则移动
最短路径优先：磁盘臂按照最短路径优先原则移动
电梯算法：磁盘臂向一端移动后回来

提升性能

高速缓存：块高速缓存、缓冲区高速缓存
块提前读：提前预读下一个块【针对顺序读取的文件】
减少磁盘臂运动：把有可能顺序访问的块放在一起，当然最好是在同一个柱面上，从而减少磁盘臂的移动次数

IO

I/O 分为两种：物理I/O 和 逻辑I/O(Logical I/O)。

物理 I/O 通常是从磁盘等存储设备实际获取数据。逻辑 I/O 是对存储器（块，缓冲区）获取数据。

大部分物理IO(physical I/O) 是异步的。CPU 传输完成后会转而做其他事情，等到中断发生后，CPU 才会回到传输这件事情上来。

比较条件	同步传输	异步传输
概念	块头序列开始	它分别在字符前面和后面使用开始位和停止位。
传输方式	以块或帧的形式发送数据	发送字节或者字符
同步方式	同步时钟	无
传输速率	同步传输比较快	异步传输比较慢
时间间隔	同步传输通常是恒定时间	异步传输时间随机
开销	同步开销比较昂贵	异步传输开销比较小
是否存在间隙	不存在	存在
实现	硬件和软件	只有硬件
示例	聊天室，视频会议，电话对话等。	信件，电子邮件，论坛

缓冲

通常情况下，从一个设备发出的数据不会直接到达最后的设备。其间会经过一系列的校验、检查、缓冲等操作才能到达。优点：先到达缓冲区，从而消除缓冲区填满速率和缓冲区过载。

共享和独占

有些 I/O 设备能够被许多用户共同使用，但是某些设备必须具有独占性，即只允许单个用户使用完成后才能让其他用户使用。

此时采用**SPOOLing技术（假脱机技术）**将物理设备虚拟为多个逻辑设备，在队列中调用设备，从而实现共享。

一共有三种控制 I/O 设备的方法

使用程序控制 I/O
使用中断驱动 I/O
使用 DMA 驱动 I/O

使用程序控制 I/O

使用程序控制 I/O 又被称为 可编程I/O，它是指由 CPU 在驱动程序软件控制下启动的数据传输，来访问设备上的寄存器或者其他存储器。CPU 会发出命令，然后等待 I/O 操作的完成。由于 CPU 的速度比 I/O 模块的速度快很多，因此可编程 I/O 的问题在于，CPU 必须等待很长时间才能等到处理结果。CPU 在等待时会采用轮询(polling)或者 忙等(busy waiting) 的方式，结果，整个系统的性能被严重拉低。

CPU 请求 I/O 操作
I/O 模块执行响应
I/O 模块设置状态位
CPU 会定期检查状态位
I/O 不会直接通知 CPU 操作完成
I/O 也不会中断 CPU
CPU 可能会等待或在随后的过程中返回

使用中断驱动 I/O

在 CPU 等待 I/O 设备的同时，能够做其他事情，等到 I/O 设备完成后，它就会产生一个中断，这个中断会停止当前进程并保存当前的状态。

CPU 进行读取操作
I/O 设备从外围设备获取数据，同时 CPU 执行其他操作
I/O 设备中断通知 CPU
CPU 请求数据
I/O 模块传输数据

使用DMA的 I/O

DMA即直接内存访问，它意味着 CPU 授予 I/O 模块权限在不涉及 CPU 的情况下读取或写入内存。即 IO 过程不需要 CPU 的参与。由于 DMA 设备可以直接在内存之间传输数据，而不是使用 CPU 作为中介，因此可以缓解总线上的拥塞。DMA 通过允许 CPU 执行任务，同时 DMA 系统通过系统和内存总线传输数据来提高系统并发性。

中断处理程序

中断处理程序步骤：

保存所有没有被中断硬件保存的寄存器
为中断服务程序设置上下文环境，可能包括设置 TLB、MMU 和页表
为中断服务程序设置栈
对中断控制器作出响应，如果不存在集中的中断控制器，则继续响应中断
把寄存器从保存它的地方拷贝到进程表中
运行中断服务程序，它会从发出中断的设备控制器的寄存器中提取信息
操作系统会选择一个合适的进程来运行。如果中断造成了一些优先级更高的进程变为就绪态，则选择运行这些优先级高的进程
为进程设置 MMU 上下文，可能也会需要 TLB，根据实际情况决定
加载进程的寄存器，包括 PSW 寄存器
开始运行新的进程

设备驱动程序

操作系统通常会将驱动程序归为 字符设备 和 块设备

提供 I/O 设备到设备控制器转换的过程的代码称为 设备驱动程序(Device driver)

设备驱动程序接受到读写请求后，会检查当前设备是否在使用，如果设备在使用，请求被排入队列中，等待后续的处理。如果此时设备是空闲的，驱动程序会检查硬件以了解请求是否能够被处理。在传输开始前，会启动设备。等待设备就绪完成，再进行实际的控制。控制设备就是对设备发出指令。

设备控制器的主要主责是控制一个或多个 I/O 设备，以实现 I/O 设备和计算机之间的数据交换。

设备控制器接收从 CPU 发送过来的指令，继而达到控制硬件的目的。

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程序员不得不学的操作系统知识（三）