内存是用于存放数据的硬件。程序执行前需要先放入内存中才能被CPU处理
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存/取数据,这个数据应该做什么样的处理。
在实际生成机器指令的时候并不知道该进程的数据会被放到什么位置。所以编译生成的指令一般是使用 逻辑地址(相对地址)
编译:由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块(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
在装入过程中,需要对指令中的地址进行处理
绝对装入:在编译时,如果知道程序将放到内存中的哪个位置,编译程序将产生绝对地址的目标代码
绝对装入只适用于单道程序环境
静态重定位:又称为可重定位装入。编译、连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”**,将逻辑地址转换为物理地址(地址变换是在装入时一次完成的)
操作系统负责内存空间的分配与回收
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
操作系统需要提供地址转换功能,负责程序的逻辑地址与物理地址的转换
程序员在写程序时只需关注指令、数据的逻辑地址。而逻辑地址到物理地址的转换(地址重定位)由操作系统负责
操作系统需要提供内存保护功能,保证各进程在各自存储空间内运行,互不干扰。
设置上下限寄存器
利用重定位寄存器、界地址寄存器进行判断
内存空间的扩充有三种技术:覆盖技术、交换技术、虚拟存储技术。这里主要介绍前两种。
早期计算机内存很小,比如IBM推出的第一台PC机最大只支持1MB大小的内存。
覆盖技术是用来解决”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),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“,调入后就不再调出(除非运行结束);不常用的段放在”覆盖区“,需要用时调入内存,用不到时调出内存。
必须由程序员声明覆盖结构,操作系统自动完成覆盖。缺点:对用户不透明,增加了用户编程负担。只用于早期操作系统,现在已成为历史。
交换技术的设计思想: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)
暂时换出外存等待的进程状态为挂起态
挂起态又可以进一步细分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态
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,采用离散分配方式;对换区只占磁盘空间的小部分,被换出的进程就放在对换区。对换区追求换入换出速度,因此采用连续分配方式。
交换通常在许多进程运行且内存吃紧时进行(例如许多进程运行时发生缺页)。如果缺页率明显下降,就可以暂停换出。
可优先换出阻塞进程;可换出优先级低的进程(要考虑进程在内存中的驻留时间
PCB会常驻内存,不会被换出内存
为用户程序分配的必须是一个连续的内存空间
在单一连续分配中,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。
优点:实现简单;无外部碎片;可以采用覆盖技术扩充内存;不一定要内存保护、
缺点:只能用于单用户、单任务的操作系统中;**有内部碎片;**存储器利用率低。
将整个用户空间划分为若干各固定大小的分区,在每个分区中只装入一道程序
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。
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要求,此时不得不采用覆盖技术解决,这又会降低性能;会产生内部碎片,内存利用率低
动态分区分配又称为可变分区分配,不会预先划分内存空间,而是在进程装入内存时,根据进程的大小动态地建立分区。
常用数据结构:空闲分区表和空闲分区链
按照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作业。
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:指内存中地某些空闲分区由于太小而难以利用
动态分区分配没有内部碎片,但有外部碎片。
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,可以通过紧凑(拼凑)技术来解决外部碎片
算法思想:每次都从低地址开始查找,找到第一个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表。
算法思想:优先使用更小的空闲区
如何实现:空闲分区按容量递增的次序排列。每次分配内存时顺序查找空闲分区表
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。
又称为最大适应算法(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外部碎片,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的次序排列。每次分配内存时顺序查找空闲分区表
缺点:会导致较大的连续空闲区被用完。之后有大进程到达时,就没有内存分区可用了。
算法思想:首次适应算法每次都从链头开始查找,可能会导致低地址出现很多小的空闲区,而每次分配查找时,都要经过这些分区,增加了查找的开销。邻近适应算法每次都从上次查找结束的位置开始检索。
如何实现:空闲分区以地址递增的顺序排列。从上次查找结束的位置开始检索
邻近适应算法低地址和高地址的空闲分区都有相同的概率被使用,也会导致最后无大分区可用(相比于首次适应算法的缺点)
用户进被分配到不连续的内存空间中。
将内存空间分为一个个大小相等的分区,每个分区就是一个**“页框”,或称为“页帧”、“内存卡块”、“物理块”。每个页框有一个编号,即“页框号”**,页框号从0开始。
将用户进程的地址空间也分为与页框大小相等的一个个区域,称为“页”或“页面”。每个页面也有一个编号,称为**“页号”**,页号从0开始(进程的最后一个页面可能没有一个页框那么大,因此,页框不能太大,否则可能产生过大的内部碎片)
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,进程的页面与内存的页框是一一对应的关系。
要算出逻辑地址对应的页号
页号 = 逻辑地址 / 页面长度
要知道该页号对应页面在内存中的起始地址
要算出逻辑地址在页面内的“偏移量”
页内偏移量 = 逻辑地址%页面长度
物理地址 = 页面始址 页内偏移量
分页存储管理的逻辑地址结构包含两个部分:前一部分为页号P,后一部分为页内偏移量W。地址长度为32位,如果有K位表示“页内偏移量”,则说明一个页面的大小是2k个内存单元;如果有M位表示“页号”,则说明一个进程最多允许2M个页面。
一个进程对应一张页表
进程的每一页对应一个页表项
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对应关系
基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换位物理地址。
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,操作系统会将它们放到页表寄存器中
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:
① 计算页号P和页内偏移量W
② 比较页号P和页面长度M,若P>=M(页号从0开始),则产生越界中断
③ 由页表始址F与页号进行计算,得出页表项地址,取出页号对应内存块号b
④ 物理地址E = b * L + W
页表项以连续分配的方式存放在内存中,若页面大小为4KB,物理内存为4GB,则内存会被划分为2^32 / 2^12 = 220个内存卡,内存块号的范围为0~220-1.至少需要3个字节来表示。
快表,又称为联想寄存器(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。
若快表命中,就不需要再访问内存,访问某个逻辑地址只需要一次访存,故访问速度比慢表快很多。
若快表已满,则需要按照一定的算法对快表进行置换。
对于单级页表,假设页表项长度为4B,页面大小为4KB,则一个进程最多有220页,对应220个页表项,总占222B,共需要222 / 2^12 = 2^10个页框存储该页表。而根据局部性原理可知,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,因此不需要让整个页表都常驻内存。
一个页面可以存放4KB / 4B = 1024个页表项
假设没有快表机制,N级页表访存次数为N+1次
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,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,但各段址之间可以不相邻。
分段系统的逻辑地址由段号(段名)和段内地址(段内偏移量)组成:
操作系统为每个进程建立一张段映射表,简称段表
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,能通过整除得到页号和页内偏移量,只需给出逻辑地址。
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。
分段对用户是可见的,程序员编程时要显式地给出段号、段内地址。而将各段“分页”对用户是不可见的。系统会根据段内地址自动划分页号和页内偏移量。因此段页式管理的地址结构是二维的。
一个进程对应一个段表和多个页表。
也可引入快表机构,用段号和页号作为查询快表的关键字。若快表命中则只需一次访存。
传统存储管理方式的缺点:
**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。而在一个时间段内,只需要访问作业栋的一小部分数据即可正常运行,这就导致了内存中驻留大量暂时用不到的数据。
高速缓冲技术的思想:将近期会频繁访问到的数据放到更高速的存储器中,暂时用不到的数据放在更低速存储器中。
基于局部性原理,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,当所访问的信息不在内存时,由操作系统负责从外存调入内存。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。
虚拟内存的最大容量:由计算机的地址结构(CPU寻址范围)决定
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,内存大小位512MB,外存大小为2GB,则最大容量为2^32B = 4GB ,实际容量 = min(512MB+2GB,4GB) = 2GB +512MB
虚拟内存技术的实现:
假设此时要访问逻辑地址 = (页号,页内偏移量)= (0,1024)
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,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。
缺页中断是因为当前执行的指令想要访问的目标页面未调入内存而产生的,因此属于内中断。
一条指令在执行期间,可能产生多次缺页中断(如copy A to B,即将逻辑地址A中的数据复制到逻辑地址B,而A、B属于不同页面,可能产生两次缺页中断)
补充细节:
只有写指令才需要修改“修改位”。一般来说只修改快表中的数据,只有要将快表项删除时才需要写回内存中的慢表。这样可以减少访存次数
和普通的中断处理一样,缺页中断处理依然需要保留CPU现场。
需要用某种“页面置换算法”来决定一个换出页面
换入/换出页面都需要启动慢速的I/O操作,如果换入换出太频繁,会有很大开销
页面调入内存后,需要修改慢表,同时也将表项复制到快表中。
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最佳置换算法(OPT,Optimal): 每次选择淘汰的页面将是以后永不使用,或者在最长时间内不再被访问的页面,这样可以保证最低的缺页率。
在实际过程中,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。
先进先出置换算法(FIFO):每次选择淘汰的页面是最早进入内存的页面
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,先进入的页面也有可能最经常被访问,算法性能差。
最近最久未使用置换算法(LRU,least recently used): 每次淘汰的页面是最近最久未使用的页面。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.
又称最近未用算法(NRU,Not Recently Used)
简单的Clock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,其访问位置位1。当需要淘汰一个页面时,只需检查页的访问位。如果是0,就选择将该页换出;如果是1,则将其置为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,则将所有页面的访问位置0后再进行第二轮扫描。
简单的时钟置换算法仅考虑到一个页面最近是否被访问过。事实上,如果被淘汰的页面没有被修改过,就不需要只需I/O操作写回外存。只有被淘汰的页面被修改过时,才需要写回外存。
因此,在其他条件都相同时,应优先淘汰没有被修改过的页面,以避免I/O操作。这就是改进型的时钟置换算法的思想。
修改位为0,表示页面没有被修改过;修改位为1,表示页面被修改过。
为方便讨论,用**(访问位,修改位)**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。
算法规则:将所有可能被置换的页面排成一个循环队列
第一轮:从当前位置开始扫描到第一个(0,0)的帧用于替换。本轮扫描不修改任何标志位
第二轮:若第一轮扫描失败,则重新扫描,查找第一个(0,1)的帧用于替换。本轮扫描将所有扫描过的帧访问位设为0
第三轮:若第二轮扫描识别,则重新扫描,查找第一个(0,0)的帧用于替换。本轮扫描不修改任何标志位
第四轮:若第三轮扫描失败,则重新扫描,查找第一个(0,1)的帧用于替换。
改进型的CLOCK置换算法选择一个淘汰页面最多会进行四轮扫描。
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,实际用于进程推进的时间很少;若驻留集太大,会导致多道程序并发度下降,资源利用率降低。
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。
局部替换:发生缺页时只能选进程自己的物理块进行置换。
全局替换: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。
可变分配全局置换:只要缺页就分配新物理块
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,刚刚换入的页面马上又要换出,这样频繁的页面调度称为抖动。
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。
工作集:指在某段时间间隔内,进程实际访问页面的集合。
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。
可变分配全局置换:只要缺页就分配新物理块
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,刚刚换入的页面马上又要换出,这样频繁的页面调度称为抖动。
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。
工作集:指在某段时间间隔内,进程实际访问页面的集合。
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。