13180 操作系统 第五章 存储管理

开始13180 操作系统的学习过程，献给每一位拥有梦想的"带专人"，

ps：有不正确的地方麻烦更新在评论区，我会一一修复 😅

第五章 存储管理

计算机系统中的存储器可以分为两类：内存储器（简称内存）和外存储器（简称外存）。

处理器可以直接访问内存，但不能直接访问外存

处理器只有通过相应的输入/输出设备才可以将可以将外存装入内存或内存存存放到外存

1. 概述

存储体系

1. 寄存器：

   通常是 MB 数量级

   特点：少量的、速度非常快、昂贵的、内容易变

2. 内存：

   通常是 GB 数量级

   特点：中等速度、中等价格、内容易变

3. 外存：

   通常是 TB 数量级

   特点：低速的、廉价的，内容不易变

快速存储设备和大容量存储设备必须成为统一的整体，由操作系统协调这些存储器的使用

对于内存速度和容量的要求是：

1. 尽量快到与处理器存取速度相匹配
2. 能装下当前运行的程序与数据

各种速度和容量的存储器硬件，在操作系统协调之下形成了一种存储器层次结构，或称存储体系

存储管理的任务

内存空间：由存储单元（字或字节）组成的一维连续地址空间，用来存放当前正在运行程序的代码及数据

分为两部分：

1. 系统区：

   存放操作系统常驻内存部分。

   包含操作系统的公共代码和数据，不可被用户程序占用。

2. 用户区：

   分配给用户，存放用户程序和数据。

   内容随运行程序的变化而更新。

内存的分配和回收

一个有效的内存分配机制，应对用户提出的需求予以快速响应，为之分配相应的内存空间；在用户程序不需要它时，及时回收，以供其他用户使用

功能：

1. 记住每个内存区域的状态

   记录内存空间的分配与空闲状态。

2. 实施分配

   按需分配，方式有静态和动态两种。

3. 回收

   接收并释放用户不用的内存区域。

内存分配表：

1. 位图表示法：

   用 1 位表示一个内存块状态，0 表示空闲，1 表示占用。

2. 链表法：

   已分配链表：记录已用内存的首地址和长度。

   空闲链表：记录未分配内存并合并相邻空闲区域。

内存分配的两种方式：

1. 静态分配：

   特点：内存空间在程序加载前分配，运行中不可申请额外空间或移动内存。

   场景：适用于资源需求固定的程序。

2. 动态分配：

   特点：内存空间可在运行时按需分配或调整，提高利用率。

   优势：灵活性高，适应程序动态需求。

内存共享

指两个或多个进程共用内存中相同区域

1. 能使多道程序动态地共享内存，提高内存率用率
2. 能共享内存中某个区域的信息

共享的内容包括代码共享和数据共享，特别是代码共享要求代码必须是纯代码

目的：

1. 通过代码共享节省内存空间，提高内存率用率
2. 通过数据共享实现进程通信

存储保护

内存保护的内容：

1. 保护系统程序区不被用户有意或无意侵犯
2. 不允许用户程序读写不属于自己程序的内存空间，如系统区地址空间、其他用户程序的地址空间

保护分类：

1. 地址越界保护：

   作用：防止进程访问超出自己地址空间范围的数据，避免影响其他进程或操作系统。

   机制：运行时检查地址范围，越界则触发中断，由操作系统处理。

2. 权限保护：

   规则：

   1. 自己的数据：可读写。
   2. 公共区域（获授权）：可读不可写。
   3. 未授权数据：不可读写。

“扩充”内存容量

在硬件支持下，软件硬件相互协作，将内存和外存结合起来使用

借助虚拟存储技术或其他交换技术，达到在逻辑上扩充内存容量的目的

地址转换

存储器以字节为编址单位，每个字节都有一个地址与其对应

假定存储器的容量为 n 个字节，其地址编号顺序为 0、1、2、……、n-1

这些地址称为内存的绝对地址，由绝对地址对应的内存空间称为物理地址空间

用户程序中使用的地址称为逻辑地址，由逻辑地址对应的存储空间称为逻辑地址空间

地址重定位

把逻辑地址转换为绝对地址

1. 静态重定位：

   地址转换工作是在程序开始执行前集中完成的，所以程序在执行过程中就无须再进行地址转换工作

2. 动态重定位：

   再程序执行过程中，每当执行一条指令时都由硬件的地址转换机构将程序中的逻辑地址转换成绝对地址。这种方式的地址转换是在程序执行时动态完成的

   是由硬件和软件相互配合来实现。硬件要有一个地址转换机构，该机构可由一个基址寄存器和一个地址加法器组成

若程序执行时，被改变了存放区域仍能正确执行，则称程序是可浮动的

采用动态重定位的系统支持程序浮动

采用静态重定位的系统不支持程序浮动

2. 分区管理方案

基本思想：

把内存划分成若干个连续区域，称为分区，每个分区装入一个运行程序

固定分区

基本思想：

系统先把内存划分成若干个大小固定的分区，一旦划分好，在系统运行期间便不再重新划分。

用于固定分区管理的内存分配表/分区说明表

表头内容包括序号、大小、起始地址以及状态

缺点：

1. 不能充分利用内存。因为一个程序的大小，不可能刚好等于某个分区的大小
2. 固定分区方案灵活性差，可接纳程序的大小受到了分区大小的限制

可变分区

基本思想：

是指系统不预先划分固定分区，而是在装入程序时划分内存分区，使为程序分配的分区的大小正好等于该程序的需求量，且分区的个数时可变的

优点：

1. 可变分区有较大的灵活性
2. 较之固定分区能获得较好的内存率用率

紧锁技术

基本思想：

内存经过一段时间的分配回收后，会存在很多很小的空闲块，折现空闲块称为碎片

优点：

1. 集中分散的空闲区
2. 提高内存利用率
3. 便于进程动态扩充内存

注意问题：

1. 紧缩技术会增加系统的开销
2. 移动是有条件的

在采用紧缩技术时，应该尽可能减少需要移动的进程数和信息量

可变分区的实现

当逻辑地址小于限长寄存器中的限长值时，则逻辑地址加基址寄存器值就可得到绝对地址。当逻辑地址大于限长寄存器中的限长值时，表示欲访问的内存地址超出了所分配的分区范围。这时就不允许访问，形成一个地址越界程序性中断

在采用可变分区方式管理时，要有硬件的地址转换机构支持

限长寄存器用来存储程序所占分区的长度

基址寄存器用来存储程序所占分区的起始地址

内存分配表：

1. 已分配区表：

   记录已装入的程序在内存中占用分区的起始地址和长度，用标志位指出占用分区的程序名

2. 空闲区表：

   记录内存中可供分配的空闲区的起始地址和长度，用标志位指出该分区是未分配的空闲区

空闲区的分配策略

1. 最先适应算法：

   当接到内存申请时，顺序查找分区说明表，找到第一个满足申请长度的空闲区

   此算法简单，可以快速做出分配决定

2. 最优适应算法：

   当接到内存申请时，查找分区说明表，找到第一个能满足申请长度的最小空闲区

   优点：最节约空间

   缺点：可能会形成碎片

3. 最坏适应算法：

   当接到内存申请时，查找分区说明表，找到能满足申请要求的最大空闲区

   优点：可以避免形成碎片

   缺点：分割了大的空闲区后，如果再遇到较大的程序申请内存时，无法满足要求的可能性较大

分区的回收

当用户程序执行结束后，系统要回收已使用完毕的分区，将其记录在空闲区表中

假定进程归还的分区起始地址为 S，长度为 L

应考虑以下四种可能：

1. 回收分区的上邻分区是空闲的

需要将两个空闲区合并成一个更大的空闲区，然后修改空闲区表

公式：

起始地址不变

长度 = 原长度 + L

空闲区第 i 个登记栏中的起始地址为 1000，长度为 1000，而回收的分区起始地址 S 为 2000，长度 L 为 1000。空闲区表中第 i 个登记栏中 起始地址 + 长度 = 2000，正好等于 S。于是要修改第 i 栏登记项的内容，即起始地址不变，长度为原长度加上 L，即 1000 + 1000 = 2000。实现了回收的分区与上邻空闲区的合并

2. 回收分区的下邻分区是空闲的

需要将两个空闲区合并成一个更大的空闲区，然后修改空闲区表

公式：

起始地址 = S

长度 = 原长度 + L

之前 3000 ～ 4000 是空闲的，现在 2000～3000 需要回收，回收时发现 3000 ～ 4000 也是空闲的所以进行合并合并后 2000 ～ 4000

3. 回收分区的上邻和下邻分区都是空闲的

需要将三个空闲区合并成一个更大的空闲区，然后修改空闲区表

公式：

起始地址 = 上邻的起始地址

长度 = 上邻的长度 + L + 下邻的长度

之前1000 ～ 2000 是空闲的，3000 ～ 4000 也是空闲的，现在 2000 ～ 3000 需要回收，发现上邻和下邻都是空闲的1000 ～ 4000

下邻被合并后要改为空状态

4. 回收分区的上邻和下邻分区都不是空闲的

   直接将空闲分区记录在空闲区表中

   找一个标志位空的登记栏，把回收的分区的起始地址和长度登记入表，把该栏目中的标志位修改成未分配，表示该登记栏中指示了一个空闲区

分区的保护

两种保护方法：

1. 设置界限寄存器

   系统会设置一对界限寄存器。界限寄存器可以是上、下界限寄存器或基址、限长寄存器。

   通常系统会设置一对界限寄存器，用来存放先行进程的内存界限。在进程的 PCB 中保存界限值，当轮到该进程执行时，将界限值作为进程现场的一部分恢复。对于进程执行过程中产生的每一个访问内存的地址，硬件都将自动将其与界限寄存器的值进行比较，若发生地址越界，便产生保护性地址越界中断

2. 保护键方法

   为每个分区分配一个保护键，相当于一把锁。同时为每个进程分配一个相应的保护键，相当于一把钥匙，存放在程序状态字中。每当访问内存时，都需要检查钥匙和锁是否匹配，若不匹配，将产生保护性中断

分区管理方案的优缺点

分区管理是实现多道程序设计的一种简单易行的存储管理技术

优点：

1. 算法简单
2. 实现容易
3. 内存开销少
4. 存储保护措施简单
5. 内存利用率方面，可变分区的内存利用率比固定分区高

缺点：

1. 内存使用不充分，存在较为严重的碎片问题
2. 浪费了处理器时间
3. 不能为用户提供虚存，不能实现内存的扩容，受到物理存储器实际存储容量的限制
4. 内存中可能包含一些实际不使用的信息

3. 覆盖与交换技术

主要区别是控制交换方式不同，覆盖技术主要用在早期系统中，交换技术主要用于小型分时系统

覆盖技术

指的是一个程序的若干程序段，或几个程序的某些部分共享一个存储空间

覆盖技术不需要操作系统的特殊支持，可以完全由用户实现，覆盖技术是用户程序自己附加的控制

覆盖技术可以由编译程序提供支持。覆盖可以从用户级解决内存小装不下程序的问题

交换技术

进程从内存移到磁盘，并再移回内存称为交换

交换技术是进程在内存与外存之间的动态调度，是由操作系统控制的

主要特点：打破了一个程序一旦进入内存便一直运行到结束的限制

减少信息交换量是交换技术的关键问题

与覆盖技术相比：

1. 交换技术对用户而言是透明的
2. 交换可以发生在不同的进程或程序之间，而覆盖发生在同一进程或程序内部，而且只能覆盖哪些与覆盖段无关的程序段

因此，交换技术比覆盖技术更加广泛地用于现代操作系统

4. 虚拟页式存储管理方案

虚拟存储技术

把一个逻辑地址连续的程序分散存储到几个不连续的内存区域中，并且保证程序的正确执行，既可充分利用内存空间，又可减少移动所花费的内存开销

页式存储管理就是这样一种有效的管理方式

将虚拟存储技术与页式存储管理方案结合后的一种典型的、大多数操作系统采用的虚拟页式存储管理方案

基本思想：

利用大容量的外存来扩充内存，产生一个比有限的实际内存空间大的多的、逻辑的虚拟内存空间，简称虚存，以便能够有效地支持多道程序系统的实现和大型程序运行的需要，从而增强系统的处理能力

实现虚拟存储器需要以下硬件支持

1. 系统有容量足够大的外存
2. 系统有一定容量的内存
3. 最主要的是：硬件提供实现虚-实地址映射的机制

虚拟存储器的工作原理：

1. 先加载部分程序到内存，剩余部分保留在外存。
2. 若执行指令不在内存，系统自动从外存调入。
3. 内存不足时，系统将部分内容交换到磁盘，释放空间供其他进程使用。

虚拟页式存储管理

支持页式存储管理的硬件部件通常称为存储管理部件。首先把内存分成大小相等的许多区，把每个区称为物理页面，物理页面是进行内存空间分配的物理单位。同时，要求程序中的逻辑地址也进行分页，也的大小与物理页面的大小一致

逻辑地址也可称为虚拟地址

由两部分组成：虚拟页号和页内地址

页表

1. 多级页表
2. 散列页表
3. 反置页表

大多数操作系统中采用二级页表，即页表页和页目录一起构成进程页表

第一级表示页目录，保存页表页的地址

第二级表示页表页，保存物理页面号

转换检查缓冲区（TLB）快表

按给定的虚拟地址进行读写时，必须访问两次内存

第一次按页号读出页表中对应的块号

第二次按计算出来的绝对地址进行读写

两次访问内存显然延长了指令的执行周期，降低了执行速度

为了提高存取速度，有两种方法

1. 在地址映射机制中增加一组高速寄存器保存页表
2. 在地址映射机制中增加一个小容量的联想寄存器（相联存储器），它由高速缓冲存储器组成

增加 TLB 后，命中时，访问一次 TBL，访问一次内存；不命中时，访问两次内存

TLB的更新原理：

1. 查找 TLB（快表）：

   先在 TLB（一个缓存）中查找对应的逻辑页号。如果找到了页号，就直接拼接页内地址形成物理地址，无需进一步操作。

2. TLB 不命中（缺页）：

   如果在 TLB 中找不到该逻辑页号，就需要访问内存中的页表来找到对应的页框号（逻辑页与物理页的对应关系）。

   找到页框号后，将它添加到 TLB 中以提高后续访问效率

3. TLB 空间管理：

   如果 TLB 中有空闲单元，就直接将新页号填入。

   如果 TLB 已满，使用淘汰算法（如最近最少使用 LRU）替换掉一个旧页号。

4. 并行优化：

   系统会同时查找 TLB 和内存页表。如果在查找过程中，发现 TLB 已经命中，就立即停止访问页表，直接使用 TLB 中的结果，提升效率。

例：假定访问内存的时间为 200 飞秒，访问高速缓冲存储器的时间为 40 飞秒，查 TLB 的命中率为 90%

平均访问时间为：$(200 + 40) \times 90\% + (200 + 200) \times 10\% = 256 飞秒$

缺页异常及缺页率

若在页表中发现所要访问的页面不在内存，则产生缺页异常

如果程序执行中访问页面的总次数为 A，其中有F次访问的页面尚未装入内存，故产生了 F 次缺页异常

定义：f = F / A，把 f 称为缺页率

显然，缺页率与缺页异常的次数有关

影响缺页率的因素：

1. 分配给程序的物理页面数：

   分配给程序的物理页面多，则同时装入内存的页面数就多，故减少了缺页异常的次数，也就降低了缺页率。反之，缺页率就高

2. 页面的大小：

   虚拟页面的大小取决于物理页面的大小，物理页面大则虚拟页面也大，每个页面大了，则程序的页面数就少。装入程序时是按页存放在内存中的，因此，装入一页的信息量就大，就减少了缺页异常的次数，降低了缺页率。反之，若页面小，则缺页率就高

3. 程序的编制方法：

   程序的编写方法不同，对缺页异常的次数也会有很大的影响

4. 页面置换算法的性能：

   页面置换算法对缺页率的影响也很大，置换不好就会出现颠簸。理想页面置换算法（OPT）能使缺页率最低

   采用 FIFO 页面置换算法产生的缺页率约为 OPT 置换算法的三倍

页面置换算法 重点

理想页面置换算法（OPT）最佳

淘汰以后不需要的或者在最长时间以后才会用到的页面。这一算法一般不可能实现，但它可以作为衡量其他页面淘汰算法优劣的一个标准。如果遇到多个页面要淘汰，选择时间短的页面

核心：命中时，位置不变，淘汰后置换成新的页面，看页面时间可能调位置

例：某程序在内存中分配到了三个页面，初始为空，所需页面的走向为 4、3、2、1、4、3、5、4、3、2、1、5，采用 OPT 算法，计算缺页次数

页面走向	4	3	2	1	4	3	5	4	3	2	1	5
时间短-页	4	3（后进来的占据时间短的）	2	1（2、3、4 在后面需要使用，2 在倒数第三个使用属于最长时间）	1	1	5（1 后面只用到一次并且在倒数第二次）	5	5	2（3 和 4 后面都不在使用，所以选择时间短的淘汰，后进来的占据时间短的）	1（2 和 4 都可以淘汰，选择时间短的）	1
时间中-页		4	3	3	3	3	3	3	3	5	5	5
时间长-页			4	4	4	4	4	4	4	4	4	4
缺页	❌（首次进入没有页面 4）	❌（首次进入没有页面 3）	❌（首次进入没有页面 2）	❌（首次进入没有页面 1）	✅（命中以后位置不变）	✅	❌	✅	✅	❌	❌	✅
缺页次数	1	2	3	4			5			6	7

先进先出页面置换算法（FIFO）

优点：FIFO 算法简单，容易实现

缺点：最先装入内存的一页，不等于说这一页是不常使用的。很少使用纯 FIFO 算法

核心：命中是，位置不变，淘汰时间长-页

例：某程序在内存中分配到了三个页面，初始为空，所需页面的走向为 4、3、2、1、4、3、5、4、3、2、1、5，采用先进先出页面置换算法，计算缺页次数

页面走向	4	3	2	1	4	3	5	4	3	2	1	5
时间短-页	4	3（后进来的占据时间短的）	2	1	4	3	5	5	5	2	1	1
时间中-页		4	3	2	1	4	3	3	3	5	2	2
时间长-页			4	3	2	1	4	4	4	3	5	5
缺页	❌（首次进入没有页面 4）	❌（首次进入没有页面 3）	❌（首次进入没有页面 2）	❌（首次进入没有页面 1，4 是最先进入的所以淘汰）	❌（3 是最先进入的所以淘汰）	❌（2 是最先进入的所以淘汰）	❌（1 是最先进入的所以淘汰）	✅	✅	❌（4 是最先进入的淘汰）	❌（3 是最先进入的所以淘汰）	✅
缺页次数	1	2	3	4	5	6	7			8	9

第二次机会页面置换算法

检查进入内存时间最久页面的 R 位

如果是 0，那么这个页面既老又没有被使用，可以立即置换掉

如果是 1，就将 R 位清 0，并把该页面放到链表的尾端，修改其进入时间，然后继续搜索

时钟页面置换算法（Clock）

尽管第二次机会算法是一个比较合理的算法，但它经常要在链表中移动页面，既降低了效率又不是很有必要。一个更好的办法是：环形链表（俗称：循环链表）

最近很少使用页面置换算法（LRU）

在缺页发生时，首先淘汰掉最长时间未被使用过的页面，这种实现方法必须对每一页的访问情况时时刻刻地加以记录和更新，实现起来开销比较大，在效果上最接近 OPT 算法的算法

核心：命中时，要移动位置到时间短-页，淘汰时间长-页

例：某程序在内存中分配到了三个页面，初始为空，所需页面的走向为 4、3、2、1、4、3、5、4、3、2、1、5，采用LRU 页面置换算法，计算缺页次数

页面走向	4	3	2	1	4	3	5	4	3	2	1	5
时间短-页	4	3（后进来的占据时间短的）	2	1	4	3	5	4	3	2	1	5
时间中-页		4	3	2	1	4	3	5	4	3	2	1
时间长-页			4	3	2	1	4	3	5	4	3	2
缺页	❌（首次进入没有页面 4）	❌（首次进入没有页面 3）	❌（首次进入没有页面 2）	❌（1 占据时间短的页，淘汰 4 时间长的页）	❌（4 占据时间短的页，淘汰 3 时间长的页）	❌（3 占据时间短的页，淘汰 4 时间长的页）	❌（5 占据时间短的页，淘汰 1 时间长的页）	✅（4 命中，移动位置到时间短的页，其他按照之前的顺序排列）	✅（3 命中，移动位置到时间短的页，其他按照之前的顺序排列）	❌（2 占据时间短的页，淘汰 5 时间长的页）	❌（1 占据时间短的页，淘汰 4 时间长的页）	❌（5 占据时间短的页，淘汰 3 时间长的页）
缺页次数	1	2	3	4	5	6	7			8	9	10

虚拟页式存储管理的优缺点

优点：

1. 有效地解决了碎片问题
2. 提高了内存的利用率
3. 利于组织多道程序执行

缺点：

1. 存在页面空间浪费问题

虚拟存储管理的性能问题

引入虚拟存储管理，把内外存统一管理，将哪些访问概率非常高的页放入内存，减少内外存交换次数

在虚存中，页面可能在内存与外存之间频繁地调度，有可能出现抖动或颠簸

原因：

1. 颠簸是由于缺页率高引起的
2. 分配给一个进程的内存物理页面数太少

练习

1. 计算机系统中的存储器可以分为内存储器和
   1. 外存储器
   2. 虚拟存储器
   3. 转换存储器
   4. 程序存储器
2. 若干兆字节、中等速度、中等价格、内容易变的内存 RAM 通常属于哪一数量级
   1. GB 的数量级
   2. TB 的数量级
   3. MB 的数量级
   4. FB 的数量级
3. 对于存储保护，下列说法错误的是：
   1. 存储保护一般以硬件保护机制为主，软件为辅
   2. 其目的在于为多个程序共享内存提供保障，使用在内存中的各道程序，只能访问它自己的区域，避免各道程序间互相干扰
   3. 存储保护中，保护系统程序区可以被用户有意或无意的侵犯
   4. 存储保护中，不允许用户读写不属于自己地址空间的数据
4. 动态重定位中，若程序执行时，被改变了存储区域扔能正确执行，则称程序是
   1. 可浮动的
   2. 可转换的
   3. 可更改的
   4. 可分配的
5. 把逻辑地址转换成绝对地址的工作称为
   1. 地址重定位
   2. 静态重定位
   3. 动态重定位
   4. 绝对地址重定位
6. 下列存储设备中，访问速度最快的是
   1. 硬盘
   2. 内存
   3. 远程存储
   4. 高速缓存
7. 为了提高内存利用率，往往使得多个进程共用内存中相同的区域，即
   1. 存储保护
   2. 存储共享
   3. 内存扩充
   4. 内存分配与回收
8. 存储器以字节为编址单位，每个字节都有一个地址，这些地址称为内存的
   1. 虚拟地址
   2. 绝对地址
   3. 逻辑地址
   4. 线性地址
9. 下列容量最小的存储设备是
   1. 内存
   2. 硬盘
   3. 远程存储
   4. 高速缓冲存储
10. 操作系统通常会为用户提供比内存物理空间大得多的地址空间，使得用户感觉他的程序是在一个大的存储器中运行。这一功能即
    1. 把指令中的页内地址转换成逻辑地址
    2. 把指令中的物理地址转换成逻辑地址
    3. 把指令中的逻辑地址转换成页内地址
    4. 把指令中的逻辑地址转换成物理地址
11. 为了扩充内存，可以让用户把程序分成相互独立的程序段，那些不会同时执行的程序段共享同一块内存区域，这一方法叫覆盖。在分时系统中所采用的交换技术则是由操作系统控制的，将那些内存放不下、暂时不运行的进程保存在磁盘上，在需要运行时，再将它们装入内存。
12. 采用可变分区方式进行存储管理时，需要有硬件的地址转换机构进行支持，其中基址寄存器用来存储程序所占分区的起始地址，限长寄存器用来存储程序所占分区的长度

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