【操作系统】学习笔记(二)内存管理
OS(二)内存管理
文章目录
- OS(二)内存管理
-
- 一、内存的基础知识
-
- 1.什么是内存
- 2.从写程序到程序运行
-
- 编译
- 链接
- 装入
- 3.内存管理
-
- 内存空间的分配与回收
-
- ① 单一连续分配（连续分配管理方式）
- ② 固定分区分配（连续分配管理方式）
- ③ 动态分区分配（连续分配管理方式）
- 内存空间的扩充：覆盖与交换
-
- 覆盖技术：
- 交换技术
- 地址转换
- 内存保护
- 4.动态分区分配算法（连续分配管理方式）
-
- 首次适应算法
- 最佳适应算法
- 最坏适应算法
- 邻近适应算法
- 5.基本分页式存储管理（非连续分配管理方式）
-
- 分页
- 页表
- 如何实现地址的转换
- 6.基本分段存储管理方式（非连续分配管理方式）
-
- 分段
- 段表
- 7.分段、分页管理的对比
- 二、虚拟内存
-
- 1.什么是虚拟内存
-
- 虚拟内存的实现
- 2.请求分页存储管理
-
- 页表机制
- 缺页中断机构
- 地址变换机构
- 3.页面置换算法
-
- 最佳置换算法
- 先进先出置换算法（FIFO）
- 最近最久未使用置换算法（LRU）
- 时钟置换算法（CLOCK）
一、内存的基础知识
1.什么是内存
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
2.从写程序到程序运行
编辑源代码文件 -> 编译 -> 链接 -> 装入
编译
由源代码文件生成目标模块（高级语言“翻译“为及其语言）
链接
由目标模块生成输入模块，链接后形成完整的逻辑地址（相对地址）
三种链接方式：
-
静态链接：装入前链接成一个完整装入模块
-
装入时动态链接：运行前边装入边链接
-
运行时动态链接：运行时需要目标模块才装入并链接
装入
- 绝对装入：编译时产生绝对地址
- 静态重定位（可重定位装入）：装入时将逻辑地址转换为物理地址
- 动态重定位（动态运行时装入）：运行时将逻辑地址转换为物理地址，需设置重定位寄存器
静态重定位
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。
动态重定位
重定位寄存器：存放装入模块存放的起始位置
采用动态重定位时允许程序在内存中发生移动。
3.内存管理
内存空间的分配与回收
-
连续分配管理方式：指为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间。
- 单一连续分配
- 固定分区分配
- 动态分区分配
-
非连续分配管理方式
- 基本分页式存储管理
- 基本分段存储管理
- 段页式存储管理
① 单一连续分配（连续分配管理方式）
② 固定分区分配（连续分配管理方式）
③ 动态分区分配（连续分配管理方式）
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。
-
系统要用什么样的数据结构记录内存的使用情况？空闲分区表，空闲分区链
-
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？动态分区分配算法
-
如何进行分区的分配与回收操作？相邻的空闲分区要合并
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。
内存空间的扩充：覆盖与交换
覆盖技术：
用来解决“程序大小超过物理内存总和”的问题
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）
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，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
地址转换
采用三种装入方式，实现逻辑地址到绝对地址的转换
- 绝对装入：编译时产生绝对地址
- 静态重定位（可重定位装入）：装入时将逻辑地址转换为物理地址
- 动态重定位（动态运行时装入）：运行时将逻辑地址转换为物理地址，需设置重定位寄存器
内存保护
-
方式一：在CPU中设置一对上、下限寄存器，存放进程的上、下限地址。进程的指令要访问某个地址时，CPU检查是否越界。
-
方式二：采用重定位寄存器（又称基址寄存器）和界地址寄存器（又称限长寄存器）进行越界检查。重定位寄存器中存放的是进程的起始物理地址。界地址寄存器中存放的是进程的最大逻辑地址。
4.动态分区分配算法（连续分配管理方式）
首次适应算法
算法思想：每次都从低地址开始查找，找到第一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一种连续分配方式，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，并且进行空闲分区分配后又重新进行分区容量的排序。
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，并且进行空闲分区分配后又重新进行分区容量的排序。
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）
综合来看，四种算法中，首次适应算法的效果反而更好
5.基本分页式存储管理（非连续分配管理方式）
分页
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。
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)
页表
如何实现地址的转换
如果要访问逻辑地址A，则
- 确定逻辑地址A 对应的“页号”P
- 找到P号页面在内存中的起始地址（需要查页表）
- 确定逻辑地址A 的“页内偏移量”W
逻辑地址A 对应的物理地址= P号页面在内存中的起始地址+页内偏移量W
如果每个页面大小为2KB，用二进制数表示逻辑地址，则末尾K 位即为页内偏移量，其余部分就是页号
6.基本分段存储管理方式（非连续分配管理方式）
分段
段表
7.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。
二、虚拟内存
1.什么是虚拟内存
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
易混知识点：
-
虚拟内存的最大容量是由计算机的地址结构（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）
如：某计算机地址结构为32位，按字节编址，内存大小为512MB，外存大小为2GB。
则虚拟内存的最大容量为232 B = 4GB
虚拟内存的实际容量= min (232B, 512MB+2GB) = 2GB+512MB
虚拟内存的实现
- 请求分页存储管理
- 请求分段存储管理
- 请求段页式存储管理
2.请求分页存储管理
请求分页存储管理：①页表机制，②缺页中断机构，③地址变换机构
请求分页存储管理与基本分页存储管理的主要区别：
- 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
页表机制
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；当换出到外存时，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。
缺页中断机构
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。
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。
地址变换机构
页面调入内存后，需要修改慢表，同时也需要将表项复制到快表中
在具有快表机构的请求分页系统中，访问一个逻辑地址时，若发生缺页，则地址变换步骤是：
查快表(未命中)——查慢表(发现未调入内存)——调页(调入的页面对应的表项会直接加入快表)——查快表(命中)——访问目标内存单元
3.页面置换算法
- 最佳置换算法（OPT）
- 先进先出置换算法（FIFO）
- 最近最久未使用置换算法（LRU）
- 时钟置换算法（CLOCK）
- 改进型的时钟置换算法
最佳置换算法
在当前页面向后查找，找到最后才会访问的那个页面（或者永远不会被访问的页面）
先进先出置换算法（FIFO）
最近最久未使用置换算法（LRU）
在当前页面向前访问，找到最久之前被访问的页面。
注意要区分：最佳置换算法（向后找） 和 最近最久未使用置换算法（向前找）
时钟置换算法（CLOCK）
