第4章 存储器管理
4-1 程序的装入和链接
程序进内存的一般过程：
- 编译compiler：编译程序：将用户源代码编译成若干个目标模块。
- 链接link：链接程序：将形成的一组目标模块，及它们需要的库函数链接在一起，形成一个完整的装入模块。
- 装入load：由装入程序将装入模块装入内存，构造PCB，形成进程，开始运行(使用物理地址)。
1、地址的概念
1）逻辑地址（相对地址，虚地址）
- 用户的程序经过汇编或编译后形成目标代码，目标代码中的指令地址是相对地址。
- 一般首地址为0，其余指令中的地址都相对于首地址来编址。
- 不能用逻辑地址在内存中读取信息
2）物理地址（绝对地址，实地址）
- 内存中存储单元的地址。
- 物理地址可直接寻址被执行。
2、程序装入中的地址处理
1）绝对装入（逻辑地址=物理地址）
编译程序生成的“目标代码”就是”装入模块” ，逻辑地址直接从某个地址R处增长，装入模块直接装入内存地址R处。
物理地址由谁生成？
一般由编译或汇编程序给出；或由程序员赋予(要求程序员熟悉内存使用情况)
- 优点：装入过程简单。不需任何地址变换，程序中的逻辑地址与实际内存物理地址完全相同。
- 缺点：过于依赖硬件结构, 只适用早期针对硬件直接编程、单道环境下。
2）静态重定位装入
静态可重定位装入方式
地址映射在程序执行之前进行，重定位后物理地址不再改变。
可由专门设计的重定位装配程序完成（软）：装入时根据所定位的内存地址去修改每个逻辑地址，添加相应偏移量，重定位为物理地址。
- 优点：不需硬件支持，可以装入有限的多道程序
- 缺点：软件装入一次完成，一个程序通常需要占用连续的内存空间，程序装入内存后不能移动。也不易实现共享。
3）动态运行时重定位装入
动态运行时（重定位）装入方式(dynamic run-time loading)
实际运行中往往会需要程序在内存中的各位置移动，即经常需要重定位到不同的物理地址上。
这种运行时移动程序要求地址变换要快速，实现时一般依靠硬件地址变换机构——一个重定位寄存器。
程序装入内存时，可多次重定位到不同位置。
且可以不立即把装入模块中的相对地址转换为绝对地址，而是把这种地址转换推迟到程序真正要执行时才进行。
更适用于部分装入
3、不同的程序链接装入方式（使用内存的时机）
1）静态链接
① 静态链接：
装入运行前，生成可执行文件时进行的。
将多个目标模块及所需库函数链接成一个整体，以后不再拆开。
2）装入时链接
② 装入时动态链接
由一个目标模块开始装入，若又涉及外部模块调用事件，装入程序再找出相应的外部目标模块，并将它装入内存，还要修改目标模块中的相对地址。
比静态链接好在哪里？
(1) 静态链接好的程序，修改部分模块后，需重新链接成可装入程序。动态方式则便于修改和更新。
(2) 便于实现共享。静态的N个程序都需要一个模块时，需要进行N次拷贝。
3）运行时链接
③ 运行时动态链接：
装入时动态链接的问题
许多情况下，事先不知道某应用程序本次运行需要哪些模块，只能全部装入，装入时全部链接在一起，效率低。
办法：有的模块不经常使用就暂时不装入，运行时用到了再装入。（如程序总不出错，就不会用到错误处理模块。）即运行时动态链接：运行时，将对某些模块的链接推迟到执行时才链接装入。
优点：程序运行装入的内容少了，加快了装入过程，而且节省大量的内存空间。
4-2 连续分配存储管理方式
1）单一连续分配
内存分为系统区和用户区两部分：
系统区：仅提供给OS使用，通常放在内存低址部分
用户区：除系统区以外的全部内存空间，提供给用户使用。
最简单的一种存储管理方式，只能用于单用户、单任务的操作系统中。
优点：易于管理。
缺点：对要求内存空间少的程序，造成内存浪费；程序全部装入，很少使用的程序部分也占用内存。
2）固定分区分配
把内存分为一些大小相等或不等的分区(partition)，每个应用进程占用一个分区。操作系统占用其中一个分区。
提高：支持多个程序并发执行，适用于多道程序系统和分时系统。最早的多道程序存储管理方式。
划分为几个分区，便只允许几道作业并发
1）如何划分分区大小：
分区大小相等：只适合于多个相同程序的并发执行（处理多个类型相同的对象）。缺乏灵活性。
分区大小不等：多个小分区、适量的中等分区、少量的大分区。根据程序的大小，分配当前空闲的、适当大小的分区。
2）需要的数据结构
建立一记录相关信息的分区表（或分区链表），表项有:
| 起始位置 | 大小 | 状态 |
分区表中，表项值随着内存的分配和释放而动态改变
3）程序分配内存的过程：
也可将分区表分为两个表格：空闲分区表/占用分区表。从而减小每个表格长度。
检索算法：空闲分区表可能按不同分配算法采用不同方式对表项排序(将分区按大小排队或按分区地址高低排序)。
过程：检索空闲分区表；找出一个满足要求且尚未分配的分区，分配给请求程序；若未找到大小足够的分区，则拒绝为该用户程序分配内存。
3）动态分区分配
分区的大小不固定：在装入程序时根据进程实际需要，动态分配内存空间，即——需要多少划分多少。
空闲分区表项：从1项到n项：
内存会从初始的一个大分区不断被划分、回收从而形成内存中的多个分区。
动态分区分配
优点：并发进程数没有固定数的限制，不产生内碎片。
缺点：有外碎片（分区间无法利用的空间）
具体实现:
1）分区分配中的数据结构
2）分区分配算法
3）分区分配操作
1）数据结构
空闲分区表：
记录每个空闲分区的情况。
每个空闲分区对应一个表目，包括分区序号、分区始址及分区的大小等数据项。
空闲分区链：
每个分区的起始部分，设置用于控制分区分配的信息，及用于链接各分区的前向指针；
分区尾部则设置一后向指针，在分区末尾重复设置状态位和分区大小表目方便检索。
2）分区分配算法
动态分区方式，分区多、大小差异各不相同，此时把一个新作业装入内存，更需选择一个合适的分配算法，从空闲分区表/链中选出一合适分区
首次适应算法FF
循环首次适应算法
最佳适应算法
最差适应算法
快速适应算法
①首次适应算法FF(first-fit)
空闲分区排序：以地址递增的次序链接。
检索：分配内存时，从链首开始顺序查找直至找到一个大小能满足要求的空闲分区；
分配：从该分区中划出一块作业要求大小的内存空间分配给请求者，余下的空闲分区大小改变仍留在空闲链中。
若从头到尾检索不到满足要求的分区则分配失败
优点：优先利用内存低址部分，保留了高地址部分的大空闲区；
缺点：但低址部分不断划分，会产生较多小碎片；而且每次查找从低址部分开始，会逐渐增加查找开销。
②循环首次适应算法 (next-fit)
空闲分区排序：按地址
检索：从上次找到的空闲分区的下一个空闲分区开始查找，直到找到一个能满足要求的空闲分区。为实现算法，需要：
设置一个起始查寻指针
采用循环查找方式
分配：分出需要的大小
优点：空闲分区分布均匀，减少查找开销
缺点：缺乏大的空闲分区
③最佳适应算法 (best-fit)
总是把能满足要求、又是最小的空闲分区分配给作业，避免“大材小用”。
空闲分区排序：所有空闲分区按容量从小到大排序成空闲分区表或链。
检索：从表或链的头开始，找到的第一个满足的就分配
分配：分出需要的大小
缺点：每次找到最合适大小的分区割下的空闲区也总是最小，会产生许多难以利用的小空闲区（外碎片）
④最差适应算法/最坏匹配法(worst-fit)：基本不留下小空闲分区，但会出现缺乏较大的空闲分区的情况。
⑤快速适应算法
根据进程常用空间大小进行划分，相同大小的串成一个链，需管理多个各种不同大小的分区的链表。进程需要时，从最接近大小需求的链中摘一个分区。类似的：伙伴算法
能快速找到合适分区，但链表信息会很多；实际上是空间换时间。
3）分区分配操作
分配内存
找到满足需要的合适分区，划出进程需要的空间
if s<=size，将整个分区分配给请求者
if s> size，按请求的大小划出一块内存空间分配出去，余下部分留在空闲链中，将分配区首址返回给调用者。
回收内存
进程运行完毕释放内存时，系统根据回收区首址a，在空闲分区链(表)中找到相应插入点，根据情况修改空闲分区信息，可能会进行空闲分区的合并。
4-3 分页存储管理方式
1）页面的概念
内存划分成多个小单元，每个单元K大小，称（物理）块。作业也按K单位大小划分成片，称为页面。
① 物理划分块的大小 = 逻辑划分的页的大小
②页面大小要适中。
太大，（最后一页）内碎片增大，类似连续分配的问题。
太小的话，页面碎片总空间虽然小，提高了利用率，但每个进程的页面数量较多，页表过长，反而又增加了空间使用。
2）页表的概念
为了找到被离散分配到内存中的作业，记录每个作业各页映射到哪个物理块，形成的页面映射表，简称页表。
每个作业有自己的页表
页表的作用：
页号到物理块号的地址映射
要找到作业A
关键是找到页表（PCB）
根据页表找物理块
3）地址的处理
连续方式下，每条指令用基地址+偏移量即可找到其物理存放的地址。
规律
作业相对地址在分页下不同位置的数有一定的意义结构：
页号+页内地址（即页内偏移）
关键的计算是：根据系统页面大小找到不同意义二进制位的分界线。
从地址中分析出页号后，地址映射只需要把页号改为对应物理块号，偏移不变，即可找到内存中实际位置。
计算口诀
页面大小决定偏移量（页内地址）的位数 n；
作业大小--》页面数量
.页表长度 a
.页号的位数 m（或总位数-页内位数）
内存容量决定块数，块数决定编址位数，即页表项位数 b。
4）地址变换机构
前面讲解了地址变换的原理，那么谁具体实现地址映射？——地址变换机构。
围绕页表进行工作，那么页表数据放在哪？
寄存器。一个进程有n个页，页表就需要记录n项数据，需要n个寄存器。不现实。
内存。只设置一个页表寄存器PTR（page table register）记录页表在内存中的首地址和页表长度，运行时快速定位页表。
地址变换过程
分页系统中，进程创建，放入内存，构建页表，在PCB中记录页表存放在内存的首地址及页表长度。
运行某进程A时，将A进程PCB中的页表信息写入PTR中；
每执行一条指令时，根据分页计算原理，得到指令页号X和内部偏移量Y；
CPU高速访问PTR找到页表在哪里；
查页表数据，得到X实际对应存放的物理块，完成地址映射计算，最终在内存找到该指令。
问题：基本分页机制下，一次指令需两次内存访问，处理机速度降低1/2，分页空间效率的提高以如此的速度为代价，得不偿失。
改进：减少第1步访问内存的时间。增设一个具有“并行查询”能力的高速缓冲寄存器，称为“快表”，也称“联想寄存器”（Associative memory），IBM系统称为TLB（Translation Look aside Buffer）。
快表放什么？：
正在执行进程的页表的数据项。
引入快表后的内存访问时间如何？
快表的寄存器单元数量是有限的，不能装下一个进程的所有页表项。虽不能完全避免两次访问内存，但如果命中率a高还是能大幅度提高速度。
设一次查找访问快表时间为t' ，则
EAT= a*t' + (1-a)(t'+t) + t = 2t +t' -t*a
4-4 分段存储管理方式
从提高内存利用率角度；
固定分区 动态分区 分页
从满足并方便用户（程序员）和使用上的要求角度：
分段存储管理：作业分成若干段，各段可离散放入内存，段内仍连续存放。
方便编程：如汇编中通过段：偏移确定数据位置
信息共享：同地位的数据放在一块方便进行共享设置
信息保护
动态增长：动态增长的数据段事先固定内存不方便
动态链接：往往也是以逻辑的段为单位更方便
1）分段系统的基本原理
程序通过分段(segmentation)划分为多个模块，每个段定义一组逻辑信息。如代码段（主程序段main，子程序段X）、数据段D、栈段S等。
谁决定一个程序分几段，每段多大？
编译程序（基于源代码）
段的特点
每段有自己的名字（一般用段号做名），都从0编址，可分别编写和编译。装入内存时，每段赋予各段一个段号。
每段占据一块连续的内存。（即有离散的分段，又有连续的内存使用）
各段大小不等。
分段下的相对地址：
地址结构：段号 + 段内地址
段表：记录每段实际存放的物理地址
2）段表与地址变换机构
段是连续存放在内存中。段表中针对每个“段编号”记录：“内存首地址”和“段长”
同样有两次内存访问问题
解决方法：设置联想寄存器，用于保存最近常用的段表项。
3）分页和分段的主要区别 ★ ★ ★
需求：分页是出于系统管理的需要，是一种信息的物理划分单位，分段是出于用户应用的需要，是一种逻辑单位，通常包含一组意义相对完整的信息。
一条指令或一个操作数可能会跨越两个页的分界处，而不会跨越两个段的分界处。
大小：页大小是系统固定的，而段大小则通常不固定。分段没有内碎片，但连续存放段产生外碎片，可以通过内存紧缩来消除。相对而言分页空间利用率高。
逻辑地址：
分页是一维的，各个模块在链接时必须组织成同一个地址空间；
分段是二维的，各个模块在链接时可以每个段组织成一个地址空间。
其他：通常段比页大，因而段表比页表短，可以缩短查找时间，提高访问速度。分段模式下，还可针对不同类型采取不同的保护；按段为单位来进行共享
4）信息共享
分段系统的突出优点：
易于实现共享
在分段系统中，实现共享十分容易，只需在每个进程的段表中为共享程序设置一个段表项。
比较课本图。对同样的共享内容的管理上，很明显分段的空间管理更简单。分页的图涉及太多的页面划分和地址记录的管理。
易于实现保护：
代码的保护和其逻辑意义有关，分页的机械式划分不容易实现。
5）段页式存储管理方式
① 基本原理
将用户程序分成若干段，并为每个段赋予一个段名。
把每个段分成若干页
地址结构包括段号、段内页号和页内地址三部分
②地址变换过程
4-5 虚拟存储器、请求分页/分段、页面置换算法
1. 虚拟存储器的基本概念
分析常规存储器管理不足的原因：
1）常规存储器管理方式的特征
一次性：作业在运行前一次性地全部装入内存
驻留性：作业装入内存后，便一直驻留在内存中，直至作业运行结束。
：一次性及驻留性在程序运行时是否是必须的？
NO。程序运行有局部性。
2）局部性原理
程序执行的特点：
多数情况下仍是顺序执行。
少部分的转移和过程调用指令会使程序执行由一部分区域转至另一部分区域（但研究表明调用深度多数情况下不超过5）
许多由少数指令构成的循环结构会多次执行。
对许多数据结构的处理（如数组）往往局限于很小的范围内。
所有上述情况都表现出程序执行的局部性：
时间局部性(temporal locality)
被引用过一次的存储器位置很可能在不远的将来再被多次引用。
空间局部性(spatial locality)
如果一个存储器位置被引用了一次，那么程序很可能在不远的将来引用附近的一个存储器位置。
基于局部性原理
程序运行前，不需全部装入内存（打破一次性）
仅装入当前要运行的部分页面或段即可运行，其余部分暂留在外存上。
缺页/段的情况：要访问的页(段) 尚未调入内存。程序应利用OS所提供的请求调页(段)功能，将它们调入内存，使程序继续执行。
调入需要的页/段时，如果内存已满，无法再装入新页(段)，通过置换功能将内存中暂时不用的页(段)调至外存，腾出足够的内存空间。（不总驻留）
交换技术与虚存使用的调入调出技术有何相同和不同之处？
主要相同点是都要在内存与外存之间交换信息；
主要区别在于交换技术换出换进一般是整个进程(proc结构和共享正文段除外)，因此一个进程的大小受物理存储器的限制；
而虚存中使用的调入调出技术在内存与外存之间来回传递的是存储页或存储段，而不是整个进程，从而使得进程映射具有了更大的灵活性，且允许进程的大小比可用的物理存储空间大的多 。
3）虚拟存储器的定义
所谓“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。
虚拟存储管理下
内存逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定
运行速度接近于内存速度
每位的成本却接近于外存。
4）虚拟存储器的实现
虚拟存储管理：
允许将一个作业分多次调入内存。
若采用连续分配方式，需申请足够空间，再分多次装入，造成内存资源浪费，并不能从逻辑上扩大内存容量。
虚拟的实现建立在离散分配存储管理基础上
方式：请求分页/请求分段系统
细节：分页/段机构、中断机构、地址变换机构、软件支持
5）虚拟存储器的特征
离散分配方式是基础
多次性：一个作业被分成多次调入内存运行
对换性：允许在作业的运行过程中进行换进、换出。（进程整体对换不算虚拟）
最终体现虚拟性：能够从逻辑上扩充内存容量，使用户所看到的内存容量远大于实际内存容量。
2. 请求分页存储管理方式
基本分页 + “请求调页”和“页面置换”功能。
换入和换出基本单位都是长度固定的页面
1）硬件支持
一台具有一定容量的内/外存的计算机
+ 页表机制
+ 缺页中断机构
+ 地址转换机构
①页表基本功能不变：逻辑地址映射为物理地址
增加虚拟功能后需记录的页表项信息有变化：
(1) 状态位P ：指示该页是否已调入内存。
(2) 访问字段A ：用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本页最近已有多长时间未被访问。(置换时考量的参数)
(3) 修改位M ：该页在调入内存后是否被修改过。(关系到置换时调出的具体操作)
(4) 外存地址：用于指出该页在外存上的地址。
②缺页中断机构
每当要访问的页面不在内存时，便产生一缺页中断通知OS，OS则将所缺之页调入内存。作为中断，需经历几个步骤：
“保护CPU环境”
“分析中断原因”
“转入缺页中断处理程序”
“恢复CPU环境”等。
作为一种特殊中断，与一般中断有明显区别：
(1) 在指令执行期间产生和处理中断信号。
(2) 一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。
③地址变换机构
分页系统地址变换机构的基础上增加
产生和处理缺页中断（请求调入）
从内存中换出一页的功能（置换）
2）内存分配
作业不一次装入，部分装入的情况下如何为进程分配内存，涉及三个问题：
..最小物理块数的确定
少于此数量进程将不能运行
与计算机的硬件结构有关，取决于指令的格式、功能和寻址方式
..物理块的分配策略
..物理块的分配算法
3.页面置换算法
进程运行过程中，访问的页面不在内存，调入时内存已无空闲空间，需要将内存中的一页程序或数据调到外存。
页面置换算法(page replacement algorithms)：选择换出哪些页面的算法，其好坏直接影响系统的性能。
应具有较低的缺页率：