操作系统之存储管理

3.1无存储现象

早期的计算机没有存储器抽象 内存基本上只能放一个程序来运行

3.2 存储器抽象：地址空间

物理地址暴露给进程的问题：

1如何用户可以寻址内存的每个字节，那么他可以随意的破坏操作系统，除非有硬件保护

2很难实现多个程序交替运行

地址空间：一个进程可以用于寻址的地址集合

基址寄存器和界限寄存器

  当一个进程在运行的时候，程序的起始物理地址装载在基址寄存器中，长度在界限寄存器中

  缺点：1每次寻址都要进行加法减法 浪费时间

3.22交换技术

内存超载的解决策略：

1 交换技术，将进程不运行的时候存回磁盘，

当进程在创建的时候应该给他分配内存的大小，面对进程大小会改变的 需要分配空闲的内存

在进行交换的时候应当移动实际被占用的  空闲内存不必移动

3.23空闲内存管理

跟踪内存使用的两种方法

1使用位图存储管理， 使用一块内存映射整个内存区域，将内存分为一块一块的（小到几个字，大到几千个字），

内存大小和每个单元大小决定了位图的大小

主要问题：在决定把一个占K分配单元进程调入内存时候，必须搜索位图，找到连续空闲区域 查找是个耗时的操作

2使用链表的存储管理 （ 类似于单链表）（也可以使用双链表）

每一个节点包含：空闲区H或者进程P的标志，起始地址，长度，指向下一个节点的指针

优点：进程在更换或者终止的时候更新非常直接

为进程分配内存的算法

1首次适配法

    沿着链表搜索 直到找到一个足够大的空间（速度很快）

2 下次适配法

     和1类似 但是不是每次从头开始，而是接着上次的地方搜索，（性能略低于首次适配法）

3 最佳适配法

    搜索整个链表 找到最适合进程的空闲内存大小，（性能不如首次适配法 而且容易产生很多的空闲碎片）

4进程和空闲区使用不同的链表，可以按照大小对空闲区进行排序

5快速适配法

    它为常用大小的空闲区维护单独的链表，第一项4K，第二项8K如此来分配

    缺点：大量无用的小的空闲区

3.3虚拟内存

虚拟内存的基本思想是：每个程序都有自己的地址空间，被分为很多块，每一个被称为一页或者页面，这些页都被映射到物理地址上面，并不是所有的页都在内存中才可以运行，部分就可以，

3.31分页技术

在使用虚拟内存的情况下，虚拟地址被送到MMU（内存管理单元,位于CPU内部）然后映射成物理地址

虚拟空间按照大小划分为称为页面的单元，在物理内存中对应的是叶框，一般来说 虚拟地址要比物理地址大很多，所以只有部分可以映射到物理地址，比如64K虚拟地址。32K物理地址 那么其中有32K地址在硬件上用一位（在/不在）表示是否映射，

虚拟地址由页号和偏移量组成 比如16位地址 前四位为页号，后12位是偏移量

页号作为索引来查询MMU中的页表，然后找到所对应的页框号，页框号和偏移量组成物理地址，发送到总线，

页表项的结构

32位为常见大小 包括3位控制读写执行  记录页面的使用状况“保护”位和“访问位” 最后一位是控制禁止高速缓存

当页面在内存中的时候 这时候页表项才包含这个页面

3.33 加速分页过程

主要问题1虚拟地址到物理映射必须非常的快

2虚拟空间很大 页表也会很大（64位机器虚拟地址超乎想象）

解决方法

 1TLB转换检测缓冲区 放在MMU中，包含少量的页项 一般不超过64个，每个表项记录了一个页面的相关信息，可以直接映射到物理地址，

工作过程，虚拟地址首先查询TLB，如果有有效的匹配而且不违反保护位，直接映射到物理内存，如果没有 就正常的访问页表，然后用新的页表代替TLB其中的一个页表

TLB可以加速虚拟地址到物理地址的映射

处理巨大的虚拟内存空间 使用多级页表技术

原因：避免将所有的页表放在内存当中，如32位虚拟地址划分为10位的P1域，10位的P2域，12位的偏移量，因为偏移量为12位 所以页面长度为4K一共有2的20次方个页面

工作过程：MMU提取P1作为索引 由此查询到二级页表的地址或者页框号，然后用P2域查询二级页表，找到物理映射地址

实际上只需要顶级页表，正文页表，数据页表，堆栈页表4个

先简述下问题所在：64位计算机中，如果页面大小为4KB，那么64位寻址空间需要2⁵²个页表项。假设每个页表项大小为8B，那么需要30PB的空间，在目前计算机发展阶段显然是不现实的。

　　倒排页表是一种解决方案，正如其名所揭示的：普通的页表是将虚地址映射成物理地址，提供的是将页号(page number)转化为页框号(page frame number)的对应；这个转化由MMU完成；而倒排页表正相反，提供的是将页框号转化为页号的对应。页框号是实际内存的大小/页面大小，因此1GB内存只需要262,144个项即可，远远小于2⁵²这个数字。

　　个人认为，这个解决思路的妙处在于：32位下，页表项总和比较少，至多两级页表也已够用；而64位下，内存的大小（也即物理地址空间）与寻址空间（虚地址空间）相比反而显得小了，这样干脆来个倒转，不失为一个很好的方法。

　　当然这种解法虽然节约了大量的存储空间，但是内存管理中需要的是将虚地址转化成物理地址的机制，而不是正相反啊？这种映射是单向的，总不能每次转化都把这个表遍历一次吧？那样做的开销实在是太大了。

　　一种解决方法是使用TLB，但是TLB也有失效(miss)的时候，这时还是需要进行查找。一个可行的方法是将所有用到的虚地址hash掉，形成一个hash表来加速查找，同样哈希值的虚地址形成一个链。如果hash表的槽数与物理内存的页框数一样多，那么哈希表各表项平均长度为1，这样提高了查找速度。

页面置换算法

当出现缺页中断的时候 必须使用页面置换算法来选择换掉哪一个页面

1最优页面换法

    理论上存在的算法

2最近未使用页面置换算法(NRU)

在虚拟内存地址中。有两个状态位，页面是否被访问M位，页面是否被修改R位 如果没有这样的设定，也可以用软件模拟这个

算法：当起动一个进程的时候，所有的R M位都被设置为0，当每次时钟中断的时候，R清零，当发生页面中断的时候，操作系统开始分类

1没有被访问 没有被修改

2没有被访问  被修改(时钟中断的清零会导致这种情况)

3被访问 没有修改

4被访问 被修改

优点：易于理解和实现，缺点 性能不是最好的，够用

3先进先出置换算法（FIFO）  不好用

4 第二次机会置换算法

对FIFO的修改，每次检查最老R位，如果这个R为0 说明既老又没人用，可以换掉，如果是1 就把1清零，放在链表的尾部

5时钟页面置换算法

将所有的页面保存在一个环形链表中，发生缺页中断的时候就检查指针所指的地方 也称为时钟算法

6最近最少使用页面置换算法（LRU）

在理论上可以实现 但是代价很高，（跳过）

软件模拟LRU

方案1 NFU 最不常用算法

该算法给每一个页面与一个计数器连接起来 ，每次发生时钟中断就会将R位的数字加在计数器上，这样子 发生页面中断的时候就可以去掉计数器最小的页面、

问题：从来不忘记任何事情

改进算法  老化算法

修改：1在R位加进去的时候，先将计数器右移动一位， 然后将R加在计数器的左边

7工作集页面置换算法

（实现起来开销很大）在某个时刻 需要的页面的集合被称为工作集，然后每次进行访问的时候就进行判断，使用的页面放在工作集，不用的踢出去

8工作集时钟算法（不明白）

3.5分页系统的设计问题

3.51全局分配策略和局部分配策略

（跳过）

3.52负载控制

减少内存竞争的方法是拿一部分的进程放到磁盘当中

3.53页面大小

最佳的页面大小需要几个矛盾的因素进行权衡

小页面可以节约内存 但是又会导致页表更大 效率也会降低

3.56 分段（跳过）