内存的基础知识

什么是内存，有何作用

• 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

进程运行的基本原理

指令的工作原理

• 指令的工作基于“地址”。每个地址对应一个数据的存储单元。

• 可见，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读/写数据， 这个数据应该做什么样的处理。在这个例子中，我们默认让这个进程的相关内容从地址#0开始连续存放，指令中的地址参数直接给出了变量 x 的实际存放地址(物理地址)。
• 如果这个进程不是从地址#0 开始存放的，会影响指令的正常执行吗?

逻辑地址 VS 物理地址

• 程序经过编译、链接后生成的指令中指明的是逻辑地址(相对地址)，即:相对于进程的起始地址而言的地址。

如何实现地址转换

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。装入程序按照装入模块中的地址，将程序和数据装入内存。
  • Eg:如果知道装入模块要从地址为 100 的地方开始存放…

• 绝对装入只适用于单道程序环境。
• 程序中使用的绝对地址，可在编译或汇编时给出，也可由程序员直接赋予。通常情况下都是编译或汇编时再转换为绝对地址。

可重定位装入

• 编译、链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”，将逻辑地址变换为物理地址(地址变换是在装入 时一次完成的)。

• 静态重定位的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。 279 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。

动态运行时装入

• 编译、链接后的装入模块的地址都是从0开始的。装入程序把装入模块装入内存后，并不会立即把逻辑地址转换为物理地址，而是把地址转换推迟到程序真正要执行时才进行。因此装入内存后所有的地址依然是逻辑地址。这种方式需要一个重定位寄存器的支持。
• 可将程序分配到不连续的存储区中;在程序运行前只需装入它的部分代码即可投入运行，然后在程序运行期间，根据需要动态申请分配内存;便于程序段的共享，可以向用户提供一个比存储空间大得多的地址空间。

• 采用动态重定位时允许程序在内存中发生移动。

从写程序到程序运行的过程

• 编译:由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块(编译就是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。

链接的三种方式

• 静态链接:在程序运行之前，先将各目标模块及它们所需的库函数连接成一个完整的可执行文件(装入模块)，之后不再拆开。

• 装入时动态链接:将各目标模块装入内存时，边装入边链接的链接方式。

• 运行时动态链接:在程序执行中需要该目标模块时，才对它进行链接。其优点是便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享。

内存管理的概念

内存空间的分配与回收

• 1. 操作系统负责内存空间的分配与回收

内存空间的扩充

• 2. 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

地址转换

• 3. 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。
• 为了使编程更方便，程序员写程序时应该只需要关注指令、数据的逻辑地址。而逻辑地址到物理地址的转换(这个过程称为地址重定位)应该由操作系统负责，这样就保证了程序员写程序时不需要关注物理内存的实际情况。

内存保护

• 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。

方法一

• 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。

方法二

• 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。

覆盖与交换

覆盖技术

• 早期的计算机内存很小，比如 IBM 推出的第一台PC机最大只支持 1MB 大 小的内存。因此经常会出现内存大小不够的情况。
• 后来人们引入了覆盖技术，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。

• 必须由程序员声明覆盖结构，操作系统完成自动覆盖。缺点:对用户不透明，增加了用户编程负担。覆盖技术只用于早期的操作系统中，现在已成为历史。

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)
• 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

连续分配管理方式

单一连续分配

• 在单一连续分配方式中，内存被分为系统区和用户区。系统区通常位于内存的低地址部分，用于存放操作系统相关数据;用户区用于存放用户进程相关数据。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;不一定需要采取内存保护(eg:早期的 PC 操作 系统 MS-DOS)。
• 缺点:只能用于单用户、单任务的操作系统中;有内部碎片,存储器利用率极低。

固定分区分配

• 20世纪60年代出现了支持多道程序的系统，为了能在内 存中装入多道程序，且这些程序之间又不会相互干扰， 于是将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区，在每个分区中只装入一道作业，这样就形成了最早的、最简单的一种可运行多道程序的内存管理方式。

• 分区大小相等:缺乏灵活性，但是很适合用于用一台计算机控制多个相同对象的场合(比如:钢铁厂有n个相 同的炼钢炉，就可把内存分为n个大小相等的区域存放 n个炼钢炉控制程序)
• 分区大小不等:增加了灵活性，可以满足不同大小的进程需求。根据常在系统中运行的作业大小情况进行划分(比如:划分多个小分区、适量中等分区、少量大分区)

• 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(是否已分配)。

• 当某用户程序要装入内存时，由操作系统内核程序根据用户程序大小检索该表，从中找到一个能满足大小的、未分配的分区，将之分配给该程序，然后修改状态为“已分配”。
• 优点:实现简单，无外部碎片。
• 缺点:a. 当用户程序太大时，可能所有的分区都不能满足需求，此时不得不采用覆盖技术来解决，但这又会降低性能;b. 会产生内部碎片，内存利用率低。

动态分区分配

• 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。(eg:假设某计算机内存大小为 64MB，系统区 8MB，用户区共 56 MB…)

1. 系统要用什么样的数据结构记录内存的使用情况?

2. 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？

3. 如何进行分区的分配与回收操作?

• 情况一:回收区的后面有一个相邻的空闲分区
  • 两个相邻的空闲分区合并为一个
• 情况二:回收区的前面有一个相邻的空闲分区
  • 两个相邻的空闲分区合并为一个
• 情况三:回收区的前、后各有一个相邻的空闲分区
  • 三个相邻的空闲分区合并为一个
• 情况四:回收区的前、后都没有相邻的空闲分区
  • 新增一个表项

碎片

• 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。

基本分页存储管理的概念

什么是分页存储

• 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。

重要的数据结构–页表

• 为了能知道进程的每个页面在内存中存放的位置，操作系统要为每个进程建立一张页表。

基本地址变换机构

• 基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。
• 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，操作系统内核会把它们放到页表寄存器中。

具有块表的地址变换机构

什么是块表

• 快表，又称联想寄存器(TLB， translation lookaside buffer )，是一种访问速度比内存快很多的 高速缓存(TLB不是内存!)，用来存放最近访问的页表项的副本，可以加速地址变换的速度。与此对应，内存中的页表常称为慢表。

引入块表后，地址的变换过程

• CPU给出逻辑地址，由某个硬件算得页号、页内偏移量，将页号与快表中的所有页号进行比较。
• 如果找到匹配的页号，说明要访问的页表项在快表中有副本，则直接从中取出该页对应的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表命中，则访问某个逻辑地址仅需一次访存即可。
• 如果没有找到匹配的页号，则需要访问内存中的页表，找到对应页表项，得到页面存放的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表未命中，则访问某个逻辑地址需要两次访存(注意:在找到页表项后，应同时将其存入快表，以便后面可能的再次访问。但若快表已满，则必须按照一定的算法对旧的页表项进行替换)。
• 由于查询快表的速度比查询页表的速度快很多，因此只要快表命中，就可以节省很多时间。 因为局部性原理，一般来说快表的命中率可以达到 90% 以上。

局部性原理

• 时间局部性:如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次执行;如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问。(因为程序中存在大量的循环)。

• 空间局部性:一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问。(因为很多数据在内存中都是连续存放的)。

总结

两级页表

单级页表存在什么问题？如何解决？

• 根据页号查询页表的方法:K 号页对应的页表项存放位置 = 页表始址 + K * 4 要在所有的页表项都连续存放的基础上才能用这种方法找到页表项
• 根据局部性原理可知，很多时候，进程在一段时间内只需要访问某几个页面 就可以正常运行了。因此没有必要让整个页表都常驻内存。

问题一:页表必须连续存放，因此当页表很大时，需要占用很多个连续的页框。

问题二:没有必要让整个页表常驻内存，因为进程在一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面。

两级页表的原理、逻辑地址结构

基本分段存储管理方式

什么是分段

• 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(在低级语言 中，程序员使用段名来编程)，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，但各段之间可以不相邻。

什么是段表

• 程序分多个段，各段离散地装入内存，为了保证程序能正常运行，就必须能从物理内存中找到各个逻辑段的存放位置。为此，需为每个进程建立一张段映射表，简称“段表”。

如何实现地址变换

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。
• 分段比分页更容易实现信息的共享和保护。不能被修改的代码称为纯代码或可重入代码(不属于临界资源)，这样的代码是可以共享的。可修改的代码是不能共享的。

虚拟内存的基本概念

传统存储管理方式的特征、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。事实上，在一个时间段内，只需要访问作业的一小部分数据即可正常运行，这就导致了内存中会驻留大量的、暂时用不到的数据，浪费了宝贵的内存资源。

局部性原理

• 时间局部性:如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次执行;如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问。(因为程序中存在大量的循环)
• 空间局部性:一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问。(因为很多数据在内存中都是连续存放的，并且程序的指令也是顺序地在内存中存放的)

虚拟内存的定义

• 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。

虚拟内存的特征

• 多次性:无需在作业运行时一次性全部装入内存，而是允许被分成多次调入内存。
• 对换性:在作业运行时无需一直常驻内存，而是允许在作业运行过程中，将作业换入、换出。
• 虚拟性:从逻辑上扩充了内存的容量，使用户看到的内存容量，远大于实际的容量。

如何实现虚拟内存技术

• 虚拟内存技术，允许一个作业分多次调入内存。如果采用连续分配方式，会不方便实现。因此，

虚拟内存的实现需要建立在离散分配的内存管理方式基础上。

• 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。

请求分页管理方式

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;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。

• 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属于不同的页面，则有可能产生两次中断)

地址变换机构

页面置换算法