分配回收

內存中哪裏可以放？怎麼選？怎麼收回結束的進程？
傳統的存儲管理方式:

連續分配

分配區域內沒有被進程使用的部分，稱內部碎片
分配區域外沒有進程能使用的部分，稱外部碎片

單一連續分配
優點：沒有外部碎片，可以不用內存保護，採用覆蓋技術
缺點：(進程沒用上的)內部碎片，僅能單用戶，單任務，效率很低

固定分區分配
支持多道程序

分區大小相等：死板，適用於控制多個相同對象(工廠生產)
分區大小不等：靈活，按需劃分
每個分區只裝入一道作業，使用==分區說明表(按大小排列)==記錄，進程找到第一個能滿足大小的未分配分區，記得修改分區說明表的狀態！

分區號	大小(MB)	起始地址	狀態
1	y	x	未分配
2	z	x+y	未分配
3	n	x+y+z	未分配
…	…	…	…

實現簡單，外部碎片 $\times$
進程過大時裝不下(可以使用"覆蓋" 技術搶救一下)，但內部碎片 $\sqrt{}$ 效率 $\times$

動態分區分配
支持多道程序，又稱爲 可變分區分配 ：進程裝入內存時根據進程大小動態地建立分區，分區大小和數量可變

數據結構：空閒分區表 和 空閒分區鏈表

分區號	大小(MB)	起始地址	狀態
1	l	s	未分配
2	m	s+l+x	未分配
3	n	s+l+x+m+y	未分配
…	…	…	…

表項的排列順序和動態分區分配算法有關，分配後記得修改相應表項狀態
回收時只要有相鄰空閒區就會合併
內部碎片 $\times$ 外部碎片 $\sqrt{}$
可以通過緊湊(或拼湊，Compaction) 技術，“平移”進程塊來解決外部碎片的問題

動態分區分配算法

算法	數據結構	優點	缺點
首次適應算法(First Fit) $\sqrt{}$	地址排序由低到高第一個	算法開銷小回收不用再排序綜合性能最佳	從頭開始–> 低地址很多外部碎片–> 查找開銷
最佳適應算法(Best Fit) $\times$	空間排序由小到大第一個	保留大分區	越來越多外部碎片算法開銷大
最壞適應算法(Worst Fit) $\times$ (或“最大適應算法”)	空間排序由大到小第一個	較少外部碎片	消耗大分區大進程不友好算法開銷大
鄰適應算法(Next Fit) $\times$	FF算法+循環從上次查找結束的位置繼續查找	小進程同BF高址留大	大進程同WF裝不下

非連續分配

支持多道程序的固定分區分配和動態分區分配分別會產生內部碎片和外部碎片，“緊湊”算法代價很高----->內存分爲分爲多個大小相等的小分區，再按分區大小拆分進程，實現非連續內存空間存儲，分區越小內部碎片越小

基本分頁存儲管理

內存
每個分區稱爲頁框、頁幀、內存塊、物理塊(多數4KB)
每個都有號碼(頁框號、頁幀號、內存塊號、物理塊號)
進程
被分爲與頁框大小相等的頁(或頁面) ，物理單位
對應的號碼爲頁號
訪問過程

其中假設地址32bit，頁面4KB=2¹²B，按字節尋址，邏輯地址

頁號	頁內偏移量
31~12	11~0
2²⁰-1<3Byte	使用2的整數冪做頁面大小方便計算

每個進程創建一張頁表(慢表)

頁號 =頁表起始地址 + 頁號 $\times$ 3Byte (順序存儲+表項等大=隱藏)	物理塊號(頁框號)

表項按頁號順序存儲，每頁可存 $4KB= 1365\times3B+1B$
但爲了方便查表，常使用4B存儲一個表項(沒有內部碎片1B)

兩級頁表
一個進程最大2²⁰個頁面，頁表大小 = 2²²B = 2¹⁰ $\times$ 4KB，需要1024個連續的頁框才能存下
局部性原理：一段時間內集中訪問若干頁面–>其他頁面不用常駐內存
再分組：爲離散分配的頁表再建 “頁目錄表” (or 外層頁表 or 頂層頁表)

一級頁號	二級頁號	頁內偏移量
31~22 (2¹⁰)	21~12 (2¹⁰)	11~0 (2¹²)

基本地址變換機構
邏輯地址轉換物理地址的一組硬件機構

快表
時間局部性:被執行的指令很可能再次被執行，被訪問數據很可能再次被訪問(循環指令)
空間局部性:被訪問存儲單元附近的單元很可能近期被訪問(數組)
局部性原理導致多次重複查詢同一頁號 + 高速緩衝寄存器(cache) = 快表 (TLB,Translation Lookaside Buffer)

命中則只需要“取數據”僅一次內存訪問，未命中則需要"慢表查詢”+“數據訪問"兩次內存訪問
“快表”溢出需要用算法找出可以替換的頁表項

基本分段存儲管理

邏輯單位進程地址劃分爲若干段(編譯器:段名–> 基址)，每段佔用一個連續空間，邏輯地址：

段號	段內地址

段表

段號(順序存儲+表項等大=隱藏)	段長	基址
2^段號位	2^{段內地址位}	內存地址空間4GB=2³²B

同樣可以使用"快表"

基本段頁式存儲管理

基本分頁存儲	基本分段存儲管理
一個邏輯地址=一個物理地址(一維)	段名+段長(二維)
物理單位，系統行爲	邏輯單位，用戶行爲
大小固定=無外部碎片	容易實現信息的共享保護如信號量機制等“可重入”/“純” 代碼
保護部分和共享部分在頁內分不開	大小可變=長段沒”坑“，有外部碎片

段頁式管理 = 邏輯分段+每段分頁，從而同時獲取兩種管理方式的優點

用戶指定

段號	段內地址

系統根據段內地址分配頁號與頁內地址得到邏輯地址

段號	頁號	頁內偏移量

段表

段號(順序存儲+表項等大=隱藏)	頁表長度	物理塊號(頁框號)

頁表

頁號(順序存儲+表項等大=隱藏)	物理塊號(頁框號)

三次內存訪問，引入快表{段號；頁號；物理地址}可以減少至一次

空間擴充

覆蓋與交換

覆蓋: (同一個進程中)程序按功能分段（模塊）
用戶必須指明覆蓋的結構，增加用戶負擔

交換: (不同進程間)就是中級調度，換出空間需求大的進程，換入需求小的進程
由就緒態轉換爲就緒掛起時，PCB還是常駐內存中的
內存喫緊時，降低系統負荷，反映在缺頁率上

虛擬內存

局部性原理 + 高速緩衝技術

傳統的存儲管理機制	虛擬內存技術
作業一次性裝入內存大程序無力，併發度下降	多次性
訪問的局部性駐留性 --> 浪費資源	對換性

實際容量=min(內存+外存，最大容量=2^{CPU尋址位數})
操作系統提供請求調頁/請求調段+頁面置換/段置換功能

請求分頁存儲管理

頁表增加了頁面狀態的描述字段

頁號（順序存儲+表項等大=隱藏)	物理塊號(頁框號)	狀態位	訪問字段	修改位	外存地址
始址+頁號 $\times$ 表項大小	物理地址	內存中?	訪問次數訪問時間	被寫?	文件結構

表中有省略
被“擠出快表”(從快表中刪除)的表項要在慢表中修改相應的表項
被”寫“過的表項“修改位”變化，沒被寫過的表項“置換”時可以不用拷貝回外存
I/O操作慢，頻繁置換開銷很大

頁面置換算法

挑選 “內存中暫時用不到的塊” 換出到外存，好的算法缺頁率低，磁盤I/O少
缺頁率= $\frac{缺頁次數}{總訪問次數}$

最佳置換算法(Opt,Optimal)
淘汰最長時間內不會再使用的頁面

訪問順序	7	0	1	2	0	3	0	4	2	3	0	3	2	1	2	0	1	7	0	1
內存塊0	7	7	7	2	-	2	-	2	-	-	2	-	-	2	-	-	-	7	-	-
內存塊1	-	0	0	0	-	0	-	4	-	-	0	-	-	0	-	-	-	0	-	-
內存塊2	-	-	1	1	-	3	-	3	-	-	3	-	-	1	-	-	-	1	-	-
缺頁統計	√	√	√	√	-	√	-	√	-	-	√	-	-	√	-	-	-	√	-	-

7號頁面之後出現時間最晚，被換出，其他類推
缺頁率= $\frac{9}{20}$ =45%
無法預知頁面訪問順序無法實現，作爲比較基準

先進先出置換算法(FIFO)
淘汰最早進入的頁面

訪問順序	3	2	1	0	3	2	4	3	2	1	0	4
內存塊0	3	3	3	0	0	0	4	-	-	4	4	-
內存塊1	-	2	2	2	3	3	3	-	-	1	1	-
內存塊2	-	-	1	1	1	2	2	-	-	2	0	-
缺頁統計	√	√	√	√	√	√	√	-	-	√	√	-

3號頁面最早出現，被換出，其他類推
缺頁率= $\frac{9}{12}$ =75%
增加內存塊數可能導致某些訪問順序( 如上 )會出現Belady異常(缺頁率反而變大)
最先進入的通常爲常駐塊( 如main函數等 )
性能最差

最近最久未使用置換算法(LRU,least recently used)
淘汰最早開始沒有被使用的已駐頁面

頁號（順序存儲+表項等大=隱藏)	物理塊號(頁框號)	狀態位	訪問後計時	修改位	外存地址

訪問順序	1	8	1	7	8	2	7	2	1	8	3	8	2	1	3	1	7	1	3	7
內存塊0	1	1	-	1	-	1	-	-	-	-	1	-	-	-	-	-	1	-	-	-
內存塊1	-	8	-	8	-	8	-	-	-	-	8	-	-	-	-	-	7	-	-	-
內存塊2	-	-	-	7	-	7	-	-	-	-	3	-	-	-	-	-	3	-	-	-
內存塊2	-	-	-	-	-	2	-	-	-	-	2	-	-	-	-	-	2	-	-	-
缺頁統計	√	√	-	√	-	√	-	-	-	-	√	-	-	-	-	-	√	-	-	-

7號頁面最早開始沒有被使用，被置換
缺頁率= $\frac{6}{20}$ =30%
性能最好，但開銷大，需要硬件支持

時鐘置換算法(CLOCK)
又稱“最近未使用算法(NRU,Not Recently Used)”
被訪問置1，需要置換時，(最多2圈)循環檢查並置零訪問位，淘汰訪問位0的頁面

頁號（順序存儲+表項等大=隱藏)	物理塊號(頁框號)	狀態位	訪問位	修改位	外存地址

改進型時鐘置換算法
在時鐘置換算法基礎上，不改變修改位狀態，訪問位相同時優先淘汰沒有被修改過的頁面
未修改 = 不用回寫磁盤 = 節省時間

頁號（順序存儲+表項等大=隱藏)	物理塊號(頁框號)	狀態位	訪問位	修改位	外存地址
-	-	-	(0	0)	-

第一輪：找(0,0) = {沒訪問，沒修改}
第二輪：沒找到(0,0)就找(0,1) = {沒訪問，有修改}，置0訪問位
第三輪：沒找到(0,1)就找(0,0) = {有訪問，沒修改}
第四輪：沒找到(0,0)就第一個(0,1) = {有訪問，有修改}
替換以上步驟找到的頁面

性能最均衡

頁面分配策略

駐留集：系統分配給進程的物理塊集合(採用虛擬存儲技術的系統駐留集 < 進程大小)

.	局部置換(自身物理塊)	全局置換(空閒或其他進程非核心物理塊)
駐留集大小不變 = 固定分配	固定分配局部置換	❌
駐留集大小可變 = 可變分配	可變分配局部置換	可變分配全局置換

固定分配局部置換：根據進程大小、優先級等參數確定駐留集
可變分配局部置換：根據缺頁率動態調整駐留集大小，只能置換自己的頁
可變分配全局置換：只要缺頁一定得到新的物理塊，先找空閒塊，再找其他進程非核心(未鎖)塊

調入時機
1.預調頁：= 空間局部性預測，或用戶指定，主要用於首次調入(運行前調入)
2.請求調頁 = 缺頁才調頁，磁盤IO開銷大

調入源頭

抖動(顛簸)：同一個頁面頻繁的換入換出內存
原因可能是駐留集不夠，導致頻繁訪問的頁面放不下，催生出了 = = 》
(Denning)工作集：某段時間內(窗口尺寸) 進程實際訪問的頁面集合
根據工作及調整駐留集大小(駐留集<工作集便會抖動)，或置換駐留集中的非工作集頁面

請求分段存儲管理

請求段頁式存儲管理

地址轉換

相對地址=邏輯地址
絕對地址=物理地址

尋址空間 = 2^{地址總線位}
尋址範圍 = 0x00 ~ $\frac{\tiny 內存大小 }{\tiny 字大小}$
按字節尋址
存儲單元 = 1Byte = 8 bit =最小的編址
按字尋址
存儲單元 = 1 Word = $\frac{(16 / 32 / 64)} { 8 }$ Byte

鏈接方式

得到完整的邏輯地址
靜態鏈接
鏈接—>(.exe)—>裝入—>內存
裝入動態鏈接
(.obj)—>裝入+鏈接–>內存
運行動態鏈接
運行時—>需要(.obj) or (.lib) —>鏈接—>內存
可以共享模塊，易於修改

裝入方式

地址的轉換：邏輯地址—>物理地址
絕對裝入
(.cpp){邏輯地址} —> 編譯 —> (.obj){物理地址}
單道程序環境
靜態重定位
又稱 可重定位裝入
(.cpp){邏輯地址} —> 編譯 —> (.obj){邏輯地址} —> 裝入 —> 內存{物理地址}
要求連續的全部內存空間，運行期間更不可移動！
多道批處理系統
動態重定位
又稱 動態運行時裝入
(.cpp){邏輯地址} —> 編譯 —> (.obj){邏輯地址} —> 裝入 —> 內存{邏輯地址} —> 執行時

允許進程移動，分配不連續存儲區，可以共享程序段！！
現代操作系統

存儲保護

保證進程互不干擾
方法一:cpu{上下限寄存器}
方法二:

計算機操作系統-內存管理