存储器管理与虚拟存储器
存储器的功能是保存数据，存储器的发展方向是高速、大容量和小体积
重定位：实现逻辑地址（相对地址）到物理地址（绝对地址）的映射
程序的装入和链接
装入
编辑----编译----链接----装入----运行
绝对装入
- 编译后，装入前已产生了绝对地址（内存地址），装入时不再作地址重定位
- 绝对地址的产生：1. 由编译器完成，2. 由程序员编程完成
- 对 1. 而言，编程用符号地址。
可重定位装入
- 静态重定位：地址转换在装入时一次完成，由软件实现（重定位装入程序完成）。
缺点：不允许程序运行时在内存中移动位置。
动态运行时装入
- 在装入后不能移动
- 该情况一般在执行时才完成相对地址向绝对地址的转换，需要硬件地址变换 “重定位寄存器”的支持，才能保证进程的可移动性
链接
静态链接
- 对相对地址的修改
- 变换外部调用符号
装入时动态链接
- 便于修改和更新
- 便于实现对目标模块的共享
运行时动态链接
连续分配方式
单一连续分配
- 内存分为两个区域：系统区，用户区。应用程序装入到用户区，可使用用户区全部空间
- 最简单，适用于单用户、单任务的OS
- 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
分区式连续分配
固定式
将内存划分成若干个连续区域，称为分区。每个分区只能存储一个程序，而且程序也只能在它所驻留的分区中运行。有n个分区，则可同时装入n个作业/任务。
- 分区大小：
相等
不相等：不相等利用率更高 - 内存分配：
数据结构- 分区表：将分区按大小排序，并将其地址、分配标识作记录
例：dos的MCB
- 分区表：将分区按大小排序，并将其地址、分配标识作记录
- 优缺点：
优点：简单；缺点：有碎片（内零头）
可变式
内存不预先划分好，当作业装入时，根据作业的需求和内存空间的使用情况决定是否分配。若有足够的空间，则按需分割一部分分区给该进程。
数据结构：
- 空闲分区表
- 空闲分区链
分配算法：
- 首次适应算法
要求：分区按低址---高址链接，找到第一个大小满足的分区
低址部分不断划分留下碎片，低址内存使用频繁 - 循环首次适应算法
从首次适应中上次找到的空闲分区的下一个开始查找
空闲分区分布均匀，提高了查找速度，但缺乏大的空闲分区 - 最佳适应算法（和最坏适应算法）
分区按大小递增排序；分区释放时需插入到适当位置
内存回收：
- 上邻空闲区：合并，改大小
- 下邻空闲区：合并，改大小，首址
- 上、下邻空闲区：合并，改大小
- 不邻接，则建立一新表项
可重定位
连续式分配中，总量大于作业大小的多个小分区不能容纳作业
紧凑：
- 通过作业移动将原来分散的小分区拼接成一个大分区
- 作业的移动需重定位，是动态（因作业已经装入）
对换
- 将阻塞进程，暂时不用的程序，数据换出
- 将具备运行条件的进程换入
- 类型
- 整体对换：进程对换，解决内存紧张
- 部分对换：页面对换/分段对换：提供虚存支持
- 对换空间的管理
外存
对换区比文件区侧重于对换速度，因此，对换区一般采用连续分配
采用数据结构和分配回收类似于可变化分区分配 - 换出
- 选出被换出进程：
因素：优先级，驻留时间，进程状态 - 换出过程：
对于共享段：计数减1， 是0则换出，否则不换
修改PCB和MCB（或内存分配表）
- 选出被换出进程：
- 换入
- 选择换入进程：优先级，换出时间等
- 申请内存
- 换入
基本分页存储管理
连续分配引起碎片问题
碎片问题的解决方案：紧凑方式消耗系统开销
离散分配：分页、分段、段页
分页：将用户程序地址分为若干个大小固定的区域，也就是页
页面和页表
页面和物理块：逻辑空间和内存空间
页面大小 ：
- 页太大，页内碎片大
- 页太小：页表可能很长，换入/出效率低
地址结构：
逻辑地址A；页大小L；页内偏移d，则页号P和页内地址d：
\[ P=INT\left [ \frac{A}{L} \right ] \]
\[ d=\left [ A \right ]\% L \]
例：系统页面大小为1kb，A=2170B，P=2，d=122
地址变换机构
基本任务：逻辑地址——物理地址的映射
- 页号→块号：通过页表来完成
- 页内地址→块内地址：无需转换
基本地址变换机构：
- 越界保护
- 每个进程对应一页表，其信息（如长度、始址）放在PCB中，执行时将其首地址装入页表寄存器
需要考虑的问题：
页表放在哪里？整个系统的页表空间有多大？
直接映像的分页系统对系统效能的不利影响？（影响执行速度，因为CPU至少要访问两次主存才能存取到所要数据）
基本的地址变换机构
①页表驻留在内存中
②系统中设置一个页表寄存器存放页表在内存中的始址和页表的长度
③缺点：两次访问主存，速度降低近1/2
假设访问一次内存时间为t
\[ EAT=t+t=2t \]
快表：
减少一次内存访问
假设命中率为a，查找快表需要时间为λ，访问一次内存时间为t
\[ EAT=a\times λ+(1-a)\times (t+λ)+t=2t+λ-t\times a \]
多级页表
- 页表可能很大，将其离散存放在不同页块中。
- 建一“外部页表”来管理这些离散页表块。
相当于单级页表中的页表寄存器，一般应常驻内存。
每项记录页表始址，且增加存在位。 - 64位机器页表一般>3级，最外层页表常驻。
基本分段存储管理
按程序的逻辑结构，将程序的地址空间划分为若干段，各段大小可不相同。在进行存储分配时，以段为单位，这些段在内存中可以不相邻接。
每个段有其逻辑意义和功能，便于
- 方便编程
- 分段共享
- 分段保护
- 动态链接
- 动态增长
分段地址结构
段表
地址变换
分页和分段的主要区别
- 页是信息的物理单位，段是逻辑单位
- 页长度固定，段长度不固定（由用户指定）
- 一维与二维
段式管理的优缺点
优点：
- 程序的各段可独立编译（修改一个过程不会影响其它无关过程）
- 可采用不同的保护措施（段只包含一种类型的对象，可以有针对这种特定类型的合适的保护）
- 便于共享某些段（常见的例子是共享库，如图形库）
缺点：
- 段长受限制（段长不定会出现空闲区上内存的浪费）
- 段是作为一个整体调入调出，操作时间长
段页式存储管理
将用户程序分成诺干段，把每个段分成若干页
采用段页式存储管理，在CPU中应设置段表控制寄存器
地址变换过程
段页式存储管理中，访问快表失败时，每访问一条指令或存取一个操作数都要3次访问主存
虚拟存储器
常规存储器管理方式的特征
- 一次性（指全部装入）
- 驻留性（指驻留在内存不换出）
局部性原理
- 时间局部性：如循环执行
- 空间局部性：如顺序执行
虚拟存储器
- 具有请求调入功能和置换功能，能从逻辑上对内存容量进行扩充的一种存储系统
- 实质：以时间换空间，但时间牺牲不大
虚存的实现方式：
- 需要动态重定位
请求分页系统
- 以页为单位转换
- 需硬件
- 请求分页的页表机制
- 缺页中断
- 地址变换机构
- 需实现请求分页机制的软件（置换软件等）
请求分段系统
- 以段为单位转换
- 请求分段的段表结构
- 缺段中断
- 地址变换机构
- 需实现请求分段机制的软件（置换软件等）
虚存特征：
- 离散性：部分装入（若连续则不可能提供虚存），无法支持大作业小内存运行
- 多次性：局部装入，多次装入
- 对换性
- 虚拟性
请求分页
需要：请求页表机制，缺页中断机制，地址变换机制
请求页表机制
状态位指示是否已调入内存
缺页中断机制
每当所访问的页面不存在时，便产生一缺页中断，请求OS将所缺页调入内存
- 一般中断在CPU一条指令执行完后才检查，而缺页中断在指令执行期间立刻处理
- 一条指令执行期间可能产生多次缺页中断
地址变换机制
请求分页的内存分配
最小物理块数：能保证进程正常运行所需的最小
- 单地址指令，直接寻址：2块（一块存放指令页面，另一块存放数据页面
- 允许间接寻址：3块
内存分配策略：
- 固定分配局部置换：
固定分配：为每个进程分配一定物理块，不再改变
局部置换：缺页只能从分配的n个页中选一换出，再调入
-难以确定固定分配的页数(少：置换率高; 多：浪费) - 可变分配全局置换：
可变分配：为每个进程分配一定物理块，运行期间可增减
全局置换：缺页从OS保留的空闲块取出分配，或以所有进程物理块为目标选出一块换出，再分配 - 可变分配局部置换
可变分配：为每个进程分配一定物理块，运行期间可增减
局部置换：只允许再该进程的页面中选择患处换入，如果频繁发生中断，OS再为其分配若干附加物理块知道缺页率减少
物理块分配算法：
平均分配
按进程大小比例分配：
n个进程，页面数为Si，总页面数为S，总物理块m，分配到物理块bi=
\[ b_{i}=\frac{S_{i}}{S}m \]优先权：一部分按比例，一部分考虑优先权
页面调入策略：
调入时机：
- 预调：（根据空间局部性）目前：成功率≤50％
- 请求调入：较费系统开销，各有优劣
从何处调页：
- 对换区（连续）：全部从对换区调入所需页面， 快
- 文件区（离散）：修改过的页面换出到对换区， 稍慢
- UNIX方式：
未运行过的页面，都应从文件区调入
曾经运行过但又被换出的页面，从对换区调入
对共享页，应判断其是否在内存区
页面调入过程：
访问页面状态位为0，向CPU发出缺页中断，中断程序先保留CPU环境，查找页表找到该页所在的外存物理块，若此时能容纳新页面，则启动磁盘I/O，调入内存，修改页表；若已满，则按照置换算法，选一页换出，如果该页修改位为0，则不必写回磁盘，繁殖则写回磁盘。再调入所缺页，并写入快表。最后利用修改后的页表访问数据物理地址，再访问数据
缺页率：进程逻辑空间为n页，系统分配物理块数m，访问页面成功的次数为S，失败的次数为F，A=S+F，缺页率f=
\[ f= \frac{F}{A} \]
页面置换算法
先进先出(FIFO)：淘汰最先进入内存的页面
最佳(Optimal)：淘汰最长(未来)时间内不再被访问的页面
最近最久未使用(LRU)：
须为每个在内存中的页面配置一个移位寄存器：R=Rn-1Rn-2...R1R0，访问某物理块时将相应寄存器的Rn-1位置1，定时信号每个一段时间寄存器右移1位，具有最小数值的寄存器就是LRU
然后再用栈保存当前页面：
Clock置换算法：
为每页设置一位访问位，将内存中所有页面通过指针链接成一个循环队列，被访问时访问位置1
淘汰时：访问位是0，则换出；访问位是1，则置0，给予页面第二次驻留内存的机会，再按照FIFO检查下一个页面
改进Clock：对于修改过的页面，换出时所付出的开销更大
访问位A，修改位M：A=0，M=0：未被访问，未被修改，最佳淘汰页
- 扫描循环队列，寻找上述最佳淘汰页，第一次扫描不改变A
- 1失败则进入第二轮，寻找A=0，M=1；所有扫描过的页面A置0
- 2失败则进入第三轮，重复1，再失败则进入2，一定能找到
性能分析
被访问页在内存中，且在快表中
内存访问有效时间EAT=查找快表时间λ+访问实际物理地址时间t
\[ EAT=λ+t \]被访问页在内存中，不在快表中
查找快表+查找页表+修改快表+访问实际物理地址
\[ EAT=λ+t+λ+t \]不在内存
查找快表+查找页表+缺页中断处理时间ε+修改快表+访问实际物理地址
\[ EAT=λ+t+ ε+λ+t =ε+2(λ+t) \]
考虑到命中率a，缺页率f：
\[ EAT=λ+a\times t + (1-a)\times [t+f\times(ε+λ+t)+(1-f)\times (λ+t)] \]
仅考虑缺页率，λ=0，a=0
\[ EAT=t+f\times(ε+t)+(1-f)\times t \]
CPU利用率与多道程序度的关系：多道程序度指在内存中并发执行的程序数目。在低度情况下，CPU利用率呈线性变化关系。随着度的上升，CPU利用率也逐渐上升，最终上升到一个最大值，若在这种情况下，进一步增加度，则系统发生抖动，且CPU利用率将迅速恶化.