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。

1. 分区大小：
   相等
   不相等：不相等利用率更高
2. 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
3. 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：

1. 空闲分区表
2. 空闲分区链

分配算法：

1. 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
2. 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
3. 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：

1. 上邻空闲区：合并，改大小
2. 下邻空闲区：合并，改大小，首址
3. 上、下邻空闲区：合并，改大小
4. 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
  1. 选出被换出进程：
     因素：优先级，驻留时间，进程状态
  2. 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）
• 换入
  1. 选择换入进程：优先级，换出时间等
  2. 申请内存
  3. 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

1. 方便编程
2. 分段共享
3. 分段保护
4. 动态链接
5. 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

1. 页是信息的物理单位，段是逻辑单位
2. 页长度固定，段长度不固定（由用户指定）
3. 一维与二维

段式管理的优缺点

优点：

1. 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）
2. 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）
3. 便于共享某些段（常见的例子是共享库，如图形库）

缺点：

1. 段长受限制（段长不定会出现空闲区上内存的浪费）
2. 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
  1. 请求分页的页表机制
  2. 缺页中断
  3. 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
  1. 请求分段的段表结构
  2. 缺段中断
  3. 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：

1. 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
2. 多次性：局部装入，多次装入
3. 对换性
4. 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：

1. 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)
2. 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
3. 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：

1. 平均分配

2. 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=
   \[ b_{i}=\frac{S_{i}}{S}m \]

3. 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

1. 扫描循环队列，寻找上述最佳淘汰页，第一次扫描不改变A
2. 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
3. 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

1. 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
   \[ EAT=λ+t \]

2. 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
   \[ EAT=λ+t+λ+t \]

3. 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.

操作系统原理三：存储器管理与虚拟存储器

原文：https://www.cnblogs.com/zhxmdefj/p/12088988.html