本篇笔记课程来源：王道计算机考研 操作系统

一、内存管理的基本概念

1. 基本概念

• 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。
• 编译：由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块（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和逻辑地址
• 装入模块：可理解为 可执行文件（*.exe）
• 装入（装载）：由装入程序将装入模块装入内存运行，装入后形成物理地址。

2. 存储单元

• 内存中划分成了一个一个的存储单元，每个存储单元对应一个内存地址。
• 存储单元的大小：
  • 如果计算机 “按字节编码”，则每个存储单元大小为 1 字节（1B）
  • 如果计算机 “按字编码”，字长 16 位，则每个存储单元大小为 1 个字，每个字的大小为 16 个二进制位

3. 内存地址

• 地址分类：
  • 逻辑地址：也叫相对地址，程序经过编译、链接后生成的指令中指明的是逻辑地址。
  • 物理地址：也叫绝对地址，数据在内存中实际存放的地址。

4. 装入方式（地址转换）

将指令中的逻辑地址转换为物理地址，三种装入方式：

1. 绝对装入
   • 概念：在编译时，如果知道程序将放在内存中的哪个位置，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。
   • 特点：灵活性低，只适用于单道程序环境。
2. 静态重定位
   • 概念：又称可重定位装入。根据内存的当前情况，将装入模块装入到内存的适当位置。装入时对内存进行 “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）。
   • 特点：用于早期的多道批处理操作系统。一个作业在装入内存时，必须分配其要求的全部空间，如果没有足够的内存，就不能转入该作业。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。
3. 动态重定位
   • 概念：又称动态运行时装入。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（存放装入模块的起始地址）的支持。
   • 特点：用于现代操作系统。允许程序在内存中发生移动。并且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。

5. 链接方式

1. 静态链接：在程序运行之前，先将各目标模块以及它们所需的库函数链接成一个完整的可执行文件（装入模块），之后不再拆开。
2. 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。
3. 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。优点是便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享。

二、内存管理的作用

1. 分配与回收

• 操作系统负责 内存空间的分配与回收

2. 内存扩展

• 操作系统需要提供某种技术（虚拟技术）从逻辑上 对内存空间进行扩充
• 虚拟技术也是操作系统的虚拟性

3. 地址转换

• 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（地址重定向）应该由操作系统负责。
• 三种装入方式：绝对装入、可重定位装入、动态运行时装入

4. 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。
• 内存保护可采取的方式：
  1. 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。
  2. 采用重定位寄存器（基址寄存器）和界地址寄存器（限长寄存器）进行越界检查。重定位寄存器中存放进程的起始物理地址，界地址寄存器存放进程的最大逻辑地址。

三、覆盖与交换

• 内存空间的扩充包括了覆盖技术、交换技术、虚拟存储技术。这节主要记录覆盖技术和交换技术。

1. 覆盖技术

• 引入原因：早起的计算机内存很小，因此经常会出现内存大小不够的情况。于是引入了覆盖技术，用来解决“程序大小超过物理内存总和“的问题。
• 思想：
  • 将程序分为多个段（多个模块），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”，需要用时调入内存，用不到时调出内存。
• 缺点：对用户不透明，增加了用户编程负担。必须由程序员声明覆盖结构，操作系统完成自动覆盖。只用于早期的操作系统中。

2. 交换技术

• 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）
• 中级调度（内存调度），就是要决定将哪个处于挂起状态的进程重新调入内存。
  • 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
• 实现：
  1. 通常把磁盘空间氛围文件区和对换区两部分。
     • 文件区主要用于存放文件，主要追求存储空间的利用率，因此对文件区空间的管理采用离散分配方式
     • 对换区空间只占磁盘空间的小部分，被换出的进程数据就存放在对换区。由于对换的速度直接影响到系统的整体速度，因此对换区空间的管理主要追求换入换出速度，因此通常对换区采用连续分配方式。
     • 总之，对换区的IO速度比文件区的更快。
  2. 交换通常在许多进程运行且内存吃紧时进行，而系统负荷降低就暂停。（如果发现许多进程运行时经常发生缺页，就说明内存紧张，此时可以换出一些进程）
  3. 可优先换出阻塞进程、优先级低的进程；为了防止优先级低的进程在被调入内存后很快又被换出，还会考虑进程在内存的驻留时间
  4. PCB会常驻内存，不会被换出内存

3. 两种技术的区别

1. 覆盖技术是在同一个程序或进程中的
2. 交换技术是在不同进程（或作业）之间的

四、连续分配管理方式

• 连续分配：指为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间
• 内部碎片：分配给某个进程的内存区域中，如果有些部分没有用上。
• 外部碎片：内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用。

1. 单一连续分配

• 内存被分为系统区和用户区。
  • 系统区通常位于系统的低地址部分，用于存放操作系统相关数据
  • 用户区存放用户进程相关数据
• 内存中只能有一道用户进程，用户进程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
• 缺点：只能用于单用户、单任务的操作系统中，有内部碎片；存储器利用率低。

2. 固定分区分配

• 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。
• 固定分区分配分为：分区大小相等、分区大小不等
  1. 分区大小相等：缺乏灵活性，但是很适合用于一台计算机控制多个相同对象的场合
  2. 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
• 分区说明表：
  • 操作系统需要建立分区说明表，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）
• 优点：实现简单，无外部碎片
• 缺点：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，但又会降低性能；会产生内部碎片，内存利用率低。

3. 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。
• 记录内存的使用情况有两种常用的数据结构：
  1. 空闲分区表：每个空闲分区对应一个表项。表项中包括分区号、分区大小、分区起始地址等信息。
  2. 空闲分区链：每个分区的起始部分和末尾部分分别设置前向指针和后向指针。起始部分处还可记录分区大小等信息。
• 把一个作业装入内存时，须按照一定的动态分区分配算法，从空闲分区表（或空闲分区链）中选出一个分区分配给该作业。
• 相邻的空闲区间需要合并，分区分配和回收的四种情况：
  1. 回收区之后有相邻的空闲分区
  2. 回收区之前有相邻的空闲分区
  3. 回收区前、后都有相邻的空闲分区
  4. 回收区前、后都没有相邻的空闲分区
• 动态分区分配没有内部碎片，但是有外部碎片。可以通过紧凑（拼凑，Compaction）技术来解决外部碎片。

五、动态分区分配算法

1. 首次适应算法（First Fit）

• 算法思想：每次都从低地址开始查找，找到第一个能满足大小的空闲分区。
• 算法实现：空闲分区以地址递增的次序排序。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

2. 最佳适应算法（Best Fit）

• 算法思想：尽可能多地留下大片的空闲区，优先使用更小的空闲区。
• 算法实现：空闲分区按容量递增次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。
• 缺点：每次都选最小的分区进行分配，会留下越来越多的、很小的、难以利用的内存块。因此这种算法会产生很多的外部碎片。

3. 最坏适应算法（Worst Fit）

• 有称最大适应算法（Largest Fit）
• 算法思想：每次分配时优先使用最大的连续空闲区，这样分配后剩余的空闲区就不会太小，更方便使用。
• 算法实现：空闲分区按容量递减次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。
• 缺点：每次都选最大的分区进行分配，虽然可以让分配后留下的空闲区更大，更可用，但是这种方式会导致较大的连续空闲区被迅速用完。如果之后有“大进程”到达，就没有内存分区可用。

4. 邻近适应算法（Next Fit）

• 算法思想：对首次适应算法的改进，每次都从上次查找结束的位置开始检索，以减少查找开销。
• 算法实现：空闲分区以地址递增的顺序排列（可排成一个循环链表）。每次分配内存时从上次查找结束的位置开始查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

5. 四种算法比较

算法	算法思想	分区排列顺序	优点	缺点
首次适应算法	从头到尾找适合的分区	以地址递增次序排序	综合看性能最好。算法开销小，回收分区后一般不需要对空闲分区队列重新排序
最佳适应算法	优先使用更小的分区，以保留更多大分区	以容量递增次序排列	会有更多的大分区被保留下来，更能满足大进程需求	会产生很多太小的、难以利用的碎片；算法开销大，回收分区后可能需要对空闲分区队列重新排序
最坏适应算法	优先使用更大的分区，以防止产生太小的不可用的碎片	以容量递减次序排列	可以减少难以利用的小碎片	大分区容易被用完，不利于大进程；算法开销大
邻近适应算法	以首次适应演变而来，每次从上次查找结束位置开始查找	以地址递增次序排列（可排成循环链表）	不用每次都从低地址的小分区开始检索，算法开销小	会使高地址的大分区也被用完

六、非连续分配管理方式

• 连续分配：为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间
• 非连续分配：为用户进程分配的可以是一些分散的内存空间

1. 基本分页存储管理

1️⃣ 基本概念

• 分页存储概念：
  • 将内存空间分为一个个大小相等的分区，每个分区就是一个页框（也称为页帧、内存块、物理块、物理页面）
  • 每个页框有一个编号，即页框号（也称为页帧号、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（也称为页面）。每个页面的编号叫页号，页号从 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。
• 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。
  • 页表通常存在 PCB 中。一个进程对应一张页表，进程的每个页面对应一个页表项，每个页表项由页号和块号组成，页表记录进程页面和实际存放的内存块之间的映射关系。

计算机中内存块的数量 → 页表项中块号至少占多少字节
假设某系统物理内存大小为 4GB，页面大小为 4KB，则每个页表项至少应该为多少字节？

1. 页面大小 = 内存块大小 = 4KB = $2^{12}$B
2. 4GB 的内存总共会被分为 $2^{32}$ / $2^{12}$ = $2^{20}$ 个内存块
3. 内存块号的范围应该是 0 ~ $2^{20}$ - 1
4. 内存块号至少要用 20 bit 来表示
5. 至少要用 3B 来表示块号（3 * 8 = 24 bit）

页表项中的页号不占用存储空间。假设页表中的各页表项从内存地址为 X 的地方开始连续存放，则 i 号页表项的存放地址 = X + 3 * I。存储整个页表至少需要 3 * (n+1) B。

• 在上题中，页表项长度为 3B 即可表示内存块号的范围，但是，为了方便页表的查询，常常会让一个页表项占更多字节，使得每个页面恰好可以装得下整数个页表项。（例如 4B）
• 分页存储管理的逻辑地址结构为 页号P + 页内偏移量W
  • 如果由 K 位表示页内偏移量，则说明系统中一个页面的大小是 $2^K$ 个内存单元。
  • 如果由 M 位表示页号，则说明系统中一个进程最多允许有 $2^M$ 个页面。

• 逻辑地址转物理地址
  1. 进程在内存中连续存放时，物理地址 = 进程在内存中的起始地址 + 偏移量（目标逻辑地址）
  2. 将进程地址空间分页之后，物理地址 = P 号页面在内存中的起始地址 + 页内偏移量 W
     • 确定逻辑地址A对应的页号P
     • 找到P号页面在内存中的起始地址（需要查页表）
     • 确定逻辑地址A的页内偏移量W

在某计算机系统中，页面大小是 50B。某进程逻辑地址空间大小为 200B，则逻辑地址 110 对应的页号、页内偏移量是多少？

1. 页号 = 逻辑地址 / 页面地址 （取整）= 110 / 50 = 2
2. 页内偏移量 = 逻辑地址 % 页面长度（取余）= 110 % 50 = 10

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如果每个页面大小为 $2^k$ B，用二进制数表示逻辑地址，则末尾 k 位即为页内偏移量，其余部分为页号。

2️⃣ 基本地址变换机构

• 基本地址变换机构：就是在基本分页存储管理中，用于实现逻辑地址到物理地址转换的一组硬件机构。
• 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，页表的起始地址和页表长度放在PCB中，当进程被调度时，操作系统内核会把他们放到PTR中。

设页面大小为 L，逻辑地址 A 到物理地址 E 的变换过程如下：

1. 计算页号P和页内偏移量W（P=A/L, W=A%L)；
2. 比较页号P和页表长度M，若 P $\ge$ M，则产生越界中断，否则继续执行；
3. 页表中页号P的页表项地址 = 页表起始地址F + 页号P * 页表项长度，取出该页表项内容b，即为内存块号；
4. 计算 E = b * L + W，用得到的物理地址E区访存。
   

若页面大小L为 1K 字节，页面2对应的内存块号 b = 8，将逻辑地址 A = 2500 转换为物理地址E。
（等价描述：某系统按字节寻址，逻辑地址结构中，页内偏移量占10位，页号2对应的内存块号 b = 8，将逻辑地址 A = 2500 转换为物理地址E。）

1. 计算页号、页内偏移量：
   页号P = A / L = 2500 / 1024 = 2
   页内偏移量W = A % L = 2500 % 1024 = 452
2. 根据题中条件可知，页号2没有越界，其存放的内存块号 b = 8
3. 物理地址E = b * L + W = 8 * 1024 + 425 = 8644

由上可知，页面管理中地址是一维的。即，只要给出一个逻辑地址，系统就可以自动算出页号、页内偏移量两个部分。

3️⃣ 具有快表的地址变换机构

• 在基本地址变换机构的基础上，引入快表。
• 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。与之对应，内存中的页表常称为慢表。

引入快表后，地址的变换过程：

1. 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。
2. 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。
3. 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。（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）

• 局部性原理
  1. 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可能再次执行；如果某个数据被访问过，不久之后该数据很有可能再次被访问。（因为程序中存在大量的循环）
  2. 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）
• TLB和普通Cache区别：TLB中只有页表项的副本，普通Cache中可能会有其他各种数据的副本。

4️⃣ 两级页表

• 单级页表的问题：
  1. 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
  2. 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
• 在解决页表很大的情况时，可将页表进行分组，使每个内存块刚好可以放入一个分组。为离散分配的页表在建立一张页表，称为页目录表，也称为外层页表、顶层页表。

实现地址变换：
将逻辑地址（0000000000，0000000001，111111111111）转换为物理地址，用十进制表示。

1. 按照地址结构将逻辑地址拆分成三部分
2. 从PCB中读出页目录表始址，再根据一级页号查页目录表，找到下一级页表在内存中的存放位置
3. 根据二级页号查表，找到最终想访问的内存块号
4. 结合页内偏移量得到物理地址（应该是4*4096+4095=20479）
   

• 要解决问题2，可以在需要访问页面时才把页面调入内存（虚拟存储技术）。可以在页表项中增加一个标志位，用于表示该页面是否已经调入内存。若想访问的页面不在内存中，则产生缺页中断（内中断），然后将目标页面从外存调入内存。
• 注意细节：
  1. 若采用多级页表机制，则各级页表的大小不能超过一个页面。（否则会跨页面存储）

  某系统按字节编址，采用40位逻辑地址，页面大小为4KB，页表项大小为4B，假设采用纯页式存储，则要采用（　）级页表，页内偏移量为（　）位。

  1. 页面大小 = 4KB = $2^{12}$B，按字节编址，因此页内偏移量为 12 位
  2. 页号 = 40 - 12 = 28 位
  3. 页面大小 = $2^{12}$B，页表项大小 = 4B，则每个页面可存放 $2^{12}$ / 4 = $2^{10}$ 个页表项
  4. 因此各级页表最多包含 $2^{10}$ 个页表项，需要 10 位二进制位才能映射到 $2^{10}$ 个页表项，因此每一级的页表对应页号应为 10 位。总共 28 位的页号至少要分为 3 级。

  2. 多级页表的访存次数（假设没有快表机制），则 N 级页表访问一个逻辑地址需要 N+1 次访存。

2. 基本分段存储管理

• 与“分页”最大的区别是，离散分配时所分配地址空间的基本单位不同
• 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。
  • 逻辑地址结构由段号（段名）和段内地址（段内偏移量）组成。
    段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段。
    段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少。
• 段表：
  • 每个进程建立一张段映射表，简称“段表”，能从物理内存中找到各个逻辑段的存放位置。
  • 每个段对应一个段表项，其中记录了该段在内存中的起始位置（基址）和段的长度。
  • 各个段表项的长度是相同的，且段号可以是隐含的，不占存储空间。
    
• 地址转换
  
• 分段、分页管理的对比：
  1. 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术语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。
  2. 页的大小固定且由系统决定。段的长度不固定，由用户编写的程序决定。
  3. 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。
  4. 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。
• 访存次数：两次 —— 第一次查内存中的段表，第二次访问目标内存单元。也可以引入快表机构，即可少访问一次。

3. 段页式管理方式

• 分页、分段的优缺点

	优点	缺点
分页管理	内存空间利用率高，不会产生外部碎片，只会有少量的页内碎片	不方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护
分段管理	很方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护	如果段长过大，为其分配很大的连续空间会很不方便。会产生外部碎片

• 段页式管理的逻辑地址结构由段号、页号、页内地址（页内偏移量）组成
  • 段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
  • 页号的位数决定了每个段最大有多少页
  • 页内偏移量决定了页面大小、内存块大小是多少
• 段页式管理的地址结构是二维的。分段对用户是可见的，各段分页对用户是不可见的。
  • 每个段对应一个段表项，每个段表项由段号、页表长度、页表存放块号（页表起始地址）组成。每个段表项长度相等，短号是隐含的。
  • 每个页面对应一个页表项，每个页表项由页号、页面存放的内存块号组成。每个页表项长度相等，页号是隐含的。
• 地址转换
  
• 访存次数：三次 —— 第一次查内存中的段表，第二次查页表，第三次访问目标内存单元。引入快表机构后，用短号和页号作为查询快表的关键字，若命中则仅需一次访存。

七、虚拟内存

1. 基本概念

• 传统存储管理方式的缺点：
  1. 一次性：作业必须一次性全部装入内存后才能开始运行。这回造成两个问题：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，因此只有少量作业运行，导致多道程序并发度下降。
  2. 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。
• 局部性原理： 时间局部性、空间局部性、高速缓存技术。
• 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。
  • 请求调页、请求调段：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
  • 页面置换、段置换：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
  • 在操作系统的管理下，在用户看来似乎有一个比实际内存大得多的内存，就是虚拟内存。
• 虚拟内存的主要特征：
  • 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：在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。
• 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：
  • 基本分页存储管理 $\stackrel{请求调页、页面置换}{\to }$ 请求分页存储管理
  • 基本分段存储管理 $\stackrel{请求调段、段置换}{\to }$ 请求分段存储管理
  • 基本段页式存储管理 $\to$ 请求段页式存储管理

2. 请求分页管理方式

• 请求分页存储管理与基本分页存储管理的主要区别：
  1. 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要的信息从外存调入内存，然后继续执行程序。
  2. 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。
• 请求页表：
  1. 内存块号
  2. 状态位：是否已调入内存
  3. 访问字段：可记录最近被访问过几次，或记录上次访问的时间，供置换算法选择换出页面时参考
  4. 修改位：页面调入内存后是否被修改过
  5. 外存地址：页面在外存中的存放位置
• 缺页中断机构：
  1. 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。
  2. 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。
  3. 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。为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。
• 地址变换机构新增步骤：
  1. 请求调页（查到页表项时进行判断）
  2. 页面置换（需要调入页面，但没有空闲内存块时进行）
  3. 需要修改请求页表中新增的表项
     
• 地址变换补充：
  1. 快表中有的页面一定是在内存中的。若某个页面被换出外存，则快表中的相应表项也要删除，否则可能访问错误的页面。
  2. 只有“写指令”才需要修改“修改位”。并且，一般来说只需修改快表中的数据，只有要将快表项删除时才需要写回内存中的慢表。以减少访存次数。
  3. 和普通的中断处理一样，缺页中断处理依然需要保留CPU现场。
  4. 换入 / 换出页面都需要启动慢速的 IO 操作，可见，如果换入 / 换出太频繁，会有很大的开销。
  5. 页面调入内存后，需要修改慢表，同时也需要将表项复制到快表中。所以地址变换步骤是：查快表（未命中）→ 查慢表（发现未调入内存）→ 调页（调入的页面对应的表项会直接加入快表）→ 查快表（命中）→ 访问目标内存单元

3. 页面置换算法

• 页面的换入、换出需要磁盘 IO，会有较大的开销，因此好的页面置换算法应该追求更少的缺页率。

1️⃣ 最佳置换算法（OPT）

• 最佳置换算法（OPT，Optimal）：每次选择淘汰的页面将是以后永不使用，或者在最长时间内不再被访问的页面，这样可以保证最低的缺页率。（淘汰最后一个出现的页面）
• 最佳置换算法最佳置换算法在实际应用中无法实现。

2️⃣ 先进先出置换算法（FIFO）

• 先进先出置换算法（FIFO，First In First Out）：每次选择淘汰的页面是最早进入内存的页面。
• 实现方法：把调入内存的页面根据调入的先后顺序排成一个队列，需要换出页面时选择队头页面。队列的最大长度取决于系统为进程分配了多少个内存块。

• 只有 FIFO 算法会产生 Belady 异常。
  • Belady 异常：当为进程分配的物理块数增大时，缺页次数不减反增的异常现象。

• FIFO算法虽然实现简单，但是该算法与进程实际运行时的规律不适应，因此先进入的页面也有可能最经常被访问。因此算法性能差。

3️⃣ 最近最久未使用置换算法（LRU）

• 最近最久未使用置换算法（LRU，Least Recently Used）：每次淘汰的页面时最近最久未使用的页面。（淘汰逆向扫描过程中最后一个出现的页号）
• 实现方法：赋予每个页面对应的页面项中，用访问字段记录该页面自上次被访问以来所经历的时间 t。当需要淘汰一个页面时，选择现有页面中 t 值最大的，即最近最久未使用的页面。
• 最近最久未使用置换算法需要专门的硬件支持，虽然算法性能好，但是实现困难，开销大。

4️⃣ 时钟置换算法（CLOCK）

• 时钟置换算法是一种性能和开销较均衡的算法，又称CLOCK算法，或最近未用算法（NRU，Not Recently Used）。
• 实现方法：为每个页面设置一个访问位，再将内存中的页面都通过链接指针链接成一个循环队列。

1. 当某页被访问时，其访问位置为1。
2. 当需要淘汰一个页面时，只需检查页的访问位。如果是 0，就选择该页换出；如果是 1，则将它直为 0，暂不换出，继续检查下一个页面。
3. 若第一轮扫描中所有页面都是 1，则将这些页面的访问位依次置为 0 后，再进行第二轮扫描（因此简单的 CLOCK 算法选择一个淘汰页面最多会经过两轮扫描）

5️⃣ 改进型的时钟置换算法

• 简单的时钟置换算法仅考虑到一个页面最近是否被访问过。事实上，如果被淘汰的页面没有被修改过，就需要执行 IO 操作写回外存。只有被淘汰的页面被修改过时，才需要写回外存。
• 算法思想：在其他条件都相同时，优先淘汰没有修改过的页面，避免 IO 操作。
• 实现方法：设置一个修改位，修改位为 0 表示没有被修改过，为 1 表示被修改过。

用（访问位，修改位）的形式表示个页面状态，如（1，1）表示一个页面近期被访问过，且被修改过。

1. 第一轮：从当前位置开始扫描到第一个（0，0）的帧用于替换。本轮扫描不修改任何标志位
2. 第二轮：若第一轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个（0，1）的帧用于替换。本轮将所有扫描过的帧访问位设为 0
3. 第三轮：若第二轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个（0，0）的帧用于替换。本轮扫描不修改任何标志位
4. 第四轮：若第三轮扫描失败，则重新扫描。查找第一个（0，1）的帧用于替换。

因此改进型 CLOCK 置换算法选择一个淘汰页面最多会进行四轮扫描。依次淘汰的是（0，0）、（0，1）、（1，0）、（1，1）

6️⃣ 五种算法比较

算法名称	算法规则	优点	缺点
最佳置换算法（OPT）	优先淘汰最长时间内不会被访问的页面	缺页率最小，性能最好	无法实现
先进先出置换算法（FIFO）	优先淘汰最先进入内存的页面	实现简单	性能很差，可能出现Belady异常
最近最久未使用置换算法（LRU）	优先淘汰最近最久没访问的页面	性能很好	需要硬件支持，算法开销大
简单时钟置换算法（CLOCK、NRU）	循环扫描各页面 第一轮淘汰访问位为 0 的，并将扫描过的页面访问位改为 1。 若第一轮没选中，则进行第二轮扫描。	实现简单，算法开销小	未考虑页面是否被修改过
改进型CLOCK（改进型NRU）	若用（访问位，修改位）的形式表述，则 第一轮：淘汰（0，0） 第二轮：淘汰（0，1），并将扫描过的页面访问位置为 0 第三轮：淘汰（0，0） 第四轮：淘汰（0，1）	算法开销小，性能也不错

4. 页面分配策略

• 驻留集：指请求分页存储管理中给进程分配的物理块的集合。
  • 在采用了虚拟存储技术的系统中，驻留集大小一般小于进程的大小，且应该选择一个合适的驻留集大小
  • 若驻留集太小，会导致缺页频繁，系统要花大量的时间来处理缺页，实际用于进程推进的时间很少
  • 若驻留集太大，会导致多道程序并发度下降，资源利用率降低。
• 工作集：指在某段时间间隔内，进程实际访问页面的集合。
  • 操作系统通常用“窗口尺寸”算出工作集，且工作集大小可能小于窗口尺寸。
    
  • 一般来说，驻留集大小不能小于工作集大小，否则进程运行过程中将频繁缺页。
• 抖动（颠簸）：刚刚换出的页面马上又要换出内存，刚刚换入的页面马上又要换出外存，这种频繁的页面调度行为称为抖动，或颠簸。
  • 产生抖动的主要原因是进程频繁访问的页面数目高于可用的物理块数（分配给进程的物理块不够）

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• 固定分配：操作系统为每个进程分配一组固定数目的物理块，在进程运行期间不再改变。即，驻留集大小不变
• 可变分配：先为每个进程分配一定数目的物理块，在进程运行期间，可根据情况做适当的增加或减少。即，驻留集大小可变
• 局部置换：发生缺页时只能选进程自己的物理块进行置换
• 全局置换：可以将操作系统保留的空闲物理块分配给缺页进程，也可以将别的进程持有的物理块置换到外存，再分配给缺页进程。

三种分配策略：

1. 固定分配局部置换：
   • 系统为每个进程分配一定数量的物理块，在整个运行期间都不改变。
   • 若进程在运行中发生缺页，则只能从该进程在内存中的页面中选出一页换出，然后在调入需要的页面。
   • 缺点：很难在刚开始就确定应为每个进程分配多少个物理块才算合理。
2. 可变分配全局置换：
   • 刚开始会为每个进程分配一定数量的物理块。
   • 操作系统会保持一个空闲物理块队列，当某进程发生缺页时，从空闲物理块中取出一块分配给该进程；若已无空闲物理块，则可选择一个未锁定的页面换出外存，再将该物理块分配给缺页的进程。
   • 采用这种策略时，只要某进程发生缺页，都将获得新的物理块，仅当空闲物理块用完时，系统才选择一个未锁定的页面调出。被选择调出的页可能是系统中任何一个进程的页，因此这个被选中的进程拥有的物理块会减少，缺页率会增加。
3. 可变分配局部置换：
   • 刚开始会为每个进程分配一定数量的物理块。
   • 当某进程发生缺页时，只允许从该进程自己的物理块中选出一个进行换出外存。
   • 如果进程在运行中频繁地缺页，系统会为该进程多分配几个物理块，直至该进程缺页率趋势适当程度。反之，如果进程在运行中缺页率特别低，则可适当减少分配给该进程的物理块。

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何时调入页面：

1. 预调页策略（运行前调入）：根据局部性原理，一次调入若干个相邻的页面可能比一次调入一个页面更高效。但如果提前调入的页面中大多数都没被访问过，则又是低效的。因此可以预测不久之后可能访问到的页面，将它们预先调入内存，但目前预测成功率只有50%左右。所以这种策略主要用于进程的首次调入，由程序员指出应该先调入哪些部分。
2. 请求调页策略（运行时调入）：进程在运行期间发现缺页时才将所缺页面调入内存。由这种策略调入的页面一定会被访问到，但由于每次只能调入一页，而每次调页都要磁盘 IO 操作，因此 IO 开销较大。

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外存（磁盘）中包括：

• 对换区：读写速度更快，采用连续分配方式
• 文件区：读写速度更慢，采用离散分配方式

从何处调入页面：

1. 系统拥有足够的对换区空间：页面的调入、调出都是在内存与对换区之间进行，这样可以保证页面的调入、调出速度很快。在进程运行前，需将进程相关的数据从文件区复制到对换区。
2. 系统缺少足够的对换区空间：凡是不会被修改的数据都直接从文件区调入，由于这些页面不会被修改，因此换出时不必写回磁盘，下次需要时再从文件区调入即可。对于可能被修改的部分，换出时需写回磁盘对换区，下次需要时再从对换区调入。
3. UNIX方式：运行之前进程有关的数据全部放在文件区，所以未使用过的页面，都可从文件区调入。若被使用过的页面需要换出到外存，则写回对换区，下次需要时从对换区调入。

5. 内存映射文件

• 内存映射文件（Memory-Mapped Files）：操作系统向上层程序员提供的功能（系统调用）
• 作用：
  1. 方便程序员访问文件数据
  2. 方便多个进程共享同一个文件
• 特性：
  1. 进程可使用系统调用，请求操作系统将文件映射到进程的虚拟地址空间
  2. 以访问内存的方式读写文件
  3. 进程关闭文件时，操作系统负责将文件数据写会磁盘，并解除内存映射
  4. 多个进程可以映射同一个文件，方便共享
• 优点：
  1. 程序员编程更简单，已建立映射的文件，只需按访问内存的方式读写即可
  2. 文件数据的读入/写出完全由操作系统负责，IO 效率可以有操作系统负责优化