操做系统-内存管理

可见，咱们写的代码要翻译成CPU能识别的指令。这些指令会告诉CPU应该去内存的哪一个地址存/取数据，这个数据应该作什么样的处理。在这个例子中，指令中直接给出了变量x的实际存放地址(物理地址)。但实际在生成机器指令的时候并不知道该进程的数据会被放到什么位置。因此编译生成的指令中通常是使用逻辑地址(相对地址)。程序员

1.1.3 逻辑地址VS物理地址

Eg:编译时只需肯定变量x存放的相对地址是100 ( 也就是说相对于进程在内存中的起始地址而言的地址)。CPU想要找到x在内存中的实际存放位置，只须要用进程的起始地址+100便可。
相对地址又称逻辑地址，绝对地址又称物理地址。web

1.1.4 进程运行的基本原理(从写程序到程序运行)

编译：由编译程序将用户源代码编译成若千个目标模块(编译就是把高级语言翻译为机器语言)算法

连接：由连接程序将编译后造成的一组目标模块，以及所需库函数连接在一块儿，造成- -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

编程

1.1.5 装入内存的三种方式

绝对装入:在编译时，若是知道程序将放到内存中的哪一个位置，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。
绝对装入因为逻辑与实际内存地址相同，故不须要对程序和数据的地址进行修改。绝对装入只适用于单道程序环境，绝对地址可由程序员在编译或者汇编时赋予。
可重定位装入：在多道程序环境下，多个目标模块的起始地址一般都是从0开始，程序中的其余地址都是相对于起始地址的，此时采用可重定位装入方式，根据内存的目前状况，将装入模块装入到内存的适当位置。装入时对目标程序中指令和数据的修改称为重定位，地址变换一般是在装入时一次完成的。因此又称静态重定位。
静态重定位的特色是在一个做业装入内存时，必须分配其要求的所有内存空间，若是没有足够的内存，就不能装入该做业，此外，做业一旦进入内存后，在整个运行期间不能在内存中移动。
动态运行时装入：也称为动态重定位，程序在内存中若是发生移动，就须要采用动态的装入方式。编译、连接后的装入模块的地址都是从0开始的。装入程序在把装入模块装入内存后，并不当即把装入模块中的相对地址转换成绝对地址，而是把这种地址转换推迟到程序真正要执行时才进行。所以，装入内存后的全部地址均为相对地址。这种方式须要一个重定位寄存器的支持。
动态重定位的特色是能够将程序分配到不连续的存储区中，在程序运行以前能够只装入它的部分代码便可投入运行，而后在程序运行期间，根据须要动态申请分配的内存，便于程序段的共享，能够向用户提供一个比存储空间大得多的地址空间。

1.1.5 连接的三种方式

静态连接:在程序运行以前，先将各目标模块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)，以后再也不拆开。

2.装入时动态连接：将用户源程序编译后所获得的一组目标模块，将各目标模块装入内存时，边装入边连接的连接方式。

3.运行时动态连接：对某些目标模块的连接，是在程序执行中须要该目标模块时，才对它进行的连接，其优势是便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享。

1.1.6 总结

1.2 内存管理的概念

操做系统做为系统资源的管理者，固然也须要对内存进行管理，要管些什么呢?数组

操做系统负责内存空间的分配与回收。

操做系统须要提供某种技术从逻辑.上对内存空间进行扩充。

操做系统须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。

操做系统须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

1.2.1 内存空间的分配与回收

内存空间的分配与回收：由操做系统完成主存储器空间的分配和管理，使程序员摆脱存储分配麻烦，提升编程效率。
安全

1.2.2 内存空间的扩展

内存空间的扩充：利用虚拟存储技术或者自动覆盖技术，从逻辑上扩充内存。数据结构

游戏GTA的大小超过60GB，按理来讲这个游戏程序运行以前须要把60GB数据所有放入内存。然而，实际个人电脑内存才4GB，但为何这个游戏能够顺利运行呢?
–虚拟技术(操做系统的虚拟性)并发

1.2.3 地址转换

地址转换：在多道程序环境下，程序中的逻辑地址与内存中的物理地址不可能一致，所以存储管理器必须提供地址变换功能，把逻辑地址转换成相应的物理地址。svg

为了使编程更方便，程序员写程序时应该只须要关注指令、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(三种装入方式))应该由操做系统负责，这样就保证了程序员写程序时不须要关注物理内存的实际状况。
函数

1.2.4 内存保护

存储保护：保证各道做业在各自的存储空间内运行，互不干扰。

两种方式：

1.CPU中设置一对上，下限寄存器，存放用户做业在主存中的下限和上限，每当CPU要访问一个地址时，分别和两个寄存器的值相比，判断有无越界。

2.经过采用重定位寄存器（或基址寄存器）和界地址寄存器（又称限长寄存器）来实现这种保护，重定位寄存器含最小的物理地址值，界地址寄存器含逻辑地址的最大值，每一个逻辑地址值必须小于界地址寄存器，内存管理机构动态的将逻辑地址与界地址寄存器进行比较，若是未发生地址越界。则加上重定位寄存器的值后映射成物理地址，再送交内存单元。

1.2.5 总结

1.3 内存的覆盖与交换

1.3.1 覆盖技术

因为程序运行时并不是任什么时候候都要访问程序及数据的各个部分（尤为是大程序），所以能够把用户空间分红为一个固定区和若干个覆盖区。将常常活跃的部分放在固定区，其他部分按照调用关系分段，首先将那些即将要访问的段放入覆盖区，其余段放在外存中，在须要调用前，系统将其调如覆盖区，替换覆盖区中原有的段。

覆盖技术的特色：是打破了必须将一个进程的所有信息装入内存后才能运行的限制，但当同时运行程序的代码量大于主存时仍不能运行，再而，你们要注意到，内存中可以更新的地方只有覆盖区的段，不在覆盖区的段会常驻内存。

早期的计算机内存很小，好比IBM推出的第一台PC机最大只支持1MB大小的内存。所以常常会出现内存大小不够的状况。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)。经常使用的段常驻内存，不经常使用的段在须要时调入内存。
内存中分为一个“固定区”和若干个“覆盖区”。
须要常驻内存的段放在“固定区”中，调入后就再也不调出(除非运行结束)
不经常使用的段放在“覆盖区”,须要用到时调入内存，用不到时调出内存

必须由程序员声明覆盖结构，操做系统完成自动覆盖。缺点:对用户不透明，增长了用户编程负担。覆盖技术只用于早期的操做系统中，如今已成为历史。

1.3.2 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，把外存中某些已具有运行条件的进程换入内存(进程在内存与磁盘间动态调度)

换入：把准备好竞争CPU运行的程序从辅存移到内存。
换出：把处于等待状态（或CPU调度原则下被剥夺运行权力）的程序从内存移到辅存，把内存空间腾出来。

暂时换出外存等待的进程状态为挂起状态(挂起态，suspend)，挂起态又能够进–步细分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态。

应该在外存(磁盘)的什么位置保存被换出的进程?
答：具备对换功能的操做系统中，一般把磁盘空间分为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，所以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。因为对换的速度直接影响到系统的总体速度，所以对换区空间的管理主要追求换入换出速度，所以一般对换区采用连续分配方式(学过文件管理章节后便可理解)。总之，对换区的I/O速度比文件区的更快。
何时应该交换?
答：交换一般在许多进程运行且内存吃紧时进行，而系统负荷下降就暂停。例如:在发现许多进程运行时常常发生缺页，就说明内存紧张，此时能够换出一些进程;若是缺页率明显降低，就能够暂停换出。
应该换出哪些进程?
答：可优先换出阻塞进程;可换出优先级低的进程;为了防止优先级低的进程在被调入内存后很快又被换出，有的系统还会考虑进程在内存的驻留时间…
(注意: PCB 会常驻内存，不会被换出外存)

注意：

交换须要备份存储，一般是快速磁盘，它必须足够大，而且提供对这些内存映像的直接访问。

为了有效使用CPU，须要每一个进程的执行时间比交换时间长，而影响交换时间的主要是转移时间，转移时间与所交换的空间内存成正比。

若是换出进程，好比确保该进程的内存空间成正比。

交换空间一般做为磁盘的一整块，且独立于文件系统，所以使用就可能很快。

交换一般在有许多进程运行且内存空间吃紧时开始启动，而系统负荷下降就暂停。

普通交换使用很少，但交换的策略的某些变种在许多系统中（如UNIX系统）仍然发挥做用。

交换技术主要是在不一样进程（或做业）之间进行，而覆盖则用于同一程序或进程中。

1.3.3 总结

1.4 连续分配管理方式

1.4.1 单一连续分配

内存在此方式下分为系统区和用户区。
系统区仅提供给操做系统使用，一般在低地址部分；
用户区是为用户提供的，除系统区以外的内存空间，咱们日常运行的软件都在用户区里分配空间。

优势：无外部碎片，能够采用覆盖技术，不须要额外技术支持。
缺点：只能用于单用户，单任务操做系统中，有内部碎片，存储器利用率极低。

1.4.2 固定分区分配

固定分区分配是最简单的一种多道程序存储管理方式，它将用户内存空间划分为若干个固定大小的区域，每一个分区只装入一道做业。当有空闲分区时，即可以再从外存的后背做业队列中，选择适当大小的做业装入该分区，如此循环。

分区大小相等：用于利用一台计算机控制多个相同对象的场合，缺少灵活性

分区大小不等：划分为含有多个较小的分区，适量的中等分区及少许的大分区。
优势：1.没有外部碎片
缺点：1.程序可能太大而放不进任何一个分区中，这时用户不得不使用覆盖技术来使用内存空间。

主存利用率低，当程序小于固定分区大小时，也占用一个完整的内存分区空间，这样分区内部有空间浪费，这种现象称为内部碎片。

不能多个进程共享一个主存区

1.4.3 动态分区分配

动态分区分配又称为可变分区分配，是一种动态划份内存的分区方法。这种分配方式不会预先划份内存分区，而是在进程装入内存时, 根据进程的大小动态地创建分区，并使分区的大小正好适合进程的须要。所以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 M…)
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缺点：外部随便不少（经过紧凑消除，就是操做系统不时地对进程进行移动和整理。可是这须要动态重定位寄存器地支持，且相对费时。紧凑地过程实际上相似于Windows系统中地磁盘整理程序，只不事后者是对外存空间地紧凑）

1.系统要用什么样的数据结构记录内存的使用状况?

2.当不少个空闲分区都能知足需求时，应该选择哪一个分区进行分配?

3.如何进行分区的分配与回收操做? 假设系统采用的数据结构是“空闲分区表”如何分配?

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份内存分区，而是在进程装入内存时,根据进程的大小动态地创建分区，并使分区的大小正好适合进程的须要。所以系统分区的大小和数目是可变的。

1.4.4 总结

1.5 动态分区分配算法

1.首次适应算法
2.最佳适应算法
3.最坏适应算法
4.邻近适应

1.5.1 首次适应算法

算法思想：每次都从低地址开始查找，找到第–个能知足大小的空闲分区。

如何实现：空闲分区以地址递增的次序排列。每次分配内存时顺序查找空闲分区链( 或空闲分[表)，找到大小能知足要求的第-一个空闲分区。

1.5.2 最佳适应算法

算法思想:因为动态分区分配是一种连续分配方式，为各进程分配的空间必须是连续的一整片区域。所以为了保证当“大进程”到来时能有连续的大片空间，能够尽量多地留下大片的空闲区,即，优先使用更小的空闲区。

如何实现:空闲分区按容量递增次序连接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链(或空闲分区表)，找到大小能知足要求的第-一个空闲分区。

1.5.3 最坏适应算法

又称最大适应算法(Largest Fit)

算法思想:为了解决最佳适应算法的问题—即留下太多难以利用的小碎片，能够在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过小，更方便使用。

如何实现:空闲分区按容量递减次序连接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链(或空闲分区表)，找到大小能知足要求的第-一个空闲分区。

1.5.4 邻近适应算法

算法思想：首次适应算法每次都从链头开始查找的。这可能会致使低地址部分出现不少小的空闲分区，而每次分配查找时，都要通过这些分区，所以也增长了查找的开销。若是每次都从上次查找结束的位置开始检索，就能解决上述问题。

如何实现：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)，找到大小能知足要求的第一个空闲分区。

1.5.5 总结

首次适应不只最简单，一般也是最好最快，不过首次适应算法会使得内存低地址部分出现不少小的空闲分区，而每次查找都要通过这些分区，所以也增长了查找的开销。邻近算法试图解决这个问题，但实际上，它经常会致使在内存的末尾分配空间分裂成小的碎片，它一般比首次适应算法结果要差。

最佳致使大量碎片，最坏致使没有大的空间。

进过实验，首次适应比最佳适应要好，他们都比最坏好。

算法	算法思想	分区排列顺序	优势	缺点
首次适应	从头至尾找适合的分区	空闲分区以地址递增次序排列	综合看性能最好。算法开销小，回收分区后一.般不须要对空闲分区队列从新排序
最佳适应	优先使用更小的分区，以保留更多大分区	空闲分区以容量递增次序排列	会有更多的大分区被保留下来，更能知足大进程需求	会产生不少过小的、难以利用的碎片;算法开销大，回收分区后可能须要对空闲分区队列从新排序
最坏适应	优先使用更大的分区，以防止产生过小的不可用的碎片	空闲分区以容量递减次序排列	能够减小难以利用的小碎片	大分区容易被用完，不利于大进程;算法开销大(缘由同上)
邻近适应	由首次适应演变而来，每次从上次查找结束位置开始查找	空闲分区以地址递增次序排列(可排列成循环链表)	不用每次都从低地址的小分区开始检索。算法开销小(缘由同首次适应算法)	会使高地址的大分区也被用完

1.6 基本分页存储管理的基本概念

在前面的几种存储管理方法中，为进程分配的空间是连续的，使用的地址都是物理地址。若是容许将一个进程分散到许多不连续的空间，就能够避免内存紧缩，减小碎片。基于这一思想，经过引入进程的逻辑地址，把进程地址空间与实际存储空间分离，增长存储管理的灵活性。

1.6.1 连续分区分配方式的缺点

1.6.2 把"固定分区分配"改为"非连续分配版本"

非连续分配管理：

须要额外地空间存储（分散区域）地索引，使得非连续分配地方式存储密度低于连续存储方式。
根据分区大小是否固定分为分页存储管理方式和分段存储管理方式。

根据分配时所采用的基本单位不一样，可将离散分配的管理方式分为如下三种：
页式存储管理、段式存储管理、段页式存储管理。其中段页式存储管理是前两种结合的产物。

根据分区大小是否固定分为分页存储管理方式和分段存储管理方式。

1.6.3 分页存储管理的基本概念

1.分页存储管理方式（根据是否把全部页面都装入内存分为）

1.1 基本分页存储管理
1.2请求分页存储管理

分页的方法形式上看，像分区相等的固定分区技术，分页管理不会产生外部碎片，但它又又本质不一样点：块的大小相对分区要小不少，并且进程页按照块进行划分，进程运行时按块申请主存可用空间执行。每一个进程平均只产生半个块大小的内部碎片（也称页内碎片）

进程中的块称为页，内存中的块称为页框（页帧），外存页以一样的单位进行划分，直接称为块。
页面太小页表占用空间大，页面过大，碎片大。

页式管理只须要给出一个整数就能肯定对应的物理地址，这是由于页面大小L是固定的，所以，页式管理中地址空间是一维空间。

1.6.4 如何实现地址的转换

如何计算:
页号=逻辑地址/页面长度(取除法的整数部分)
页内偏移量=逻辑地址%页面长度(取除法的余数部分)(为了方便计算页号、页内偏移量重页面大小通常要为2的整数幂)

假设用32个二进制位表示逻辑地址，页面大小为2^12 B = 4096B = 4KB

0号页的逻辑地址空间应该是0~4095，用二进制表示应该是:
0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 ~ 0000 0000 0000 0000 0000 1111 1111 1111

1号页的逻辑地址空间应该是4096~8191，用二进制表示应该是:
0000 0000 0000 0000 0001 0000 0000 0000 ~ 0000 0000 0000 0000 0001 1111 1111 1111

2号页的逻辑地址空间应该是8192~12287，用二进制表示应该是:
0000 0000 0000 0000 0100 0000 0000 0000 ~ 0000 0000 0000 0000 0101 1111 1111 1111

Eg:逻辑地址2，用二进制表示应该是0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0010
若0号页在内存中的起始地址为X，则逻辑地址2对应的物理地址应该是X+0000 0000 0100
与另外一种算法的结果对比：页号=逻辑地址/页面长度，页内偏移量=逻辑地址%页面长度

Eg:逻辑地址4097,用-二进制表示应该是 0000 0000 0000 0000 0001 0000 0000 0001
若1号页在内存中的起始地址为X，则逻辑地址4097 对应的物理地址应该是X+0000 0000 0001

假设用32个二进制位表示逻辑地址，页面大小为2^10 B = 1024B = 1KB

0号页的逻辑地址空间应该是0~1023，用二进制表示应该是:
0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 ~ 0000 0000 0000 0000 0000 0011 1111 1111

1号页的逻辑地址空间应该是1024~2047，用二进制表示应该是:
0000 0000 0000 0000 0000 0100 0000 0000 ~ 0000 0000 0000 0000 0000 0111 1111 1111

2号页的逻辑地址空间应该是2048~3021，用二进制表示应该是:
0000 0000 0000 0000 0000 1000 0000 0000 ~ 0000 0000 0000 0000 0000 1011 1100 1101

结论:若是每一个页面大小为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，其他部分就是页号
所以，若是让每一个页面的大小为2的整数幂，计算机就能够很方便地得出一个逻辑地址对应的页号和页内偏移量。

1.6.4 逻辑地址结构

1.6.5 页表

为了能知道进程的每一个页面在内存中存放的位置，操做系统要为每一个进程创建–张页表。

为何每一个页表项的长度是相同的，页号是“隐含”的?

Eg:假设某系统物理内存大小为4GB，页面大小为4KB，则每一个页表项至少应该为多少字节?

4GB= 2^32 B，4KB= 2^12 B
所以4GB的内存总共会被分为2^32/ 2^12= 2^{20个内存块，所以内存块号的范围应该是0~2}20 -1，所以至少要20个二进制位才能表示这么多的内存块号，所以至少要3个字节才够
(每一个字节8个二进制位，3个字节共24个二进制位)

1.6.6 总结

1.7 基本地址变换结构

1.7.1 基本地址变换机构

基本地址变换机构能够借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。

一般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，操做系统内核会把它们放到页表寄存器中。

注意:页面大小是2的整数幂
设页面大小为L，逻辑地址A到物理地址E的变换过程以下:

例:若页面大小L为1K字节，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。
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(说明一个页面的大小为2^10B = 1KB)，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

在分页存储管理(页式管理)的系统中，只要肯定了每一个页面的大小，逻辑地址结构就肯定了。所以，页式管理中地址是-维的。即，只要给出一个逻辑地址，系统就能够自动地算出页号、页内偏移量两个部分，并不须要显式地告诉系统这个逻辑地址中，页内偏移量占多少位。

1.7.2 对页表项大小的进一步探讨

1.7.3 总结

1.8 具备快表的地址变换机构

1.8.1 局部性原理

1.8.2 什么是快表

快表，又称联想寄存器(TLB) ，是一种访问速度比内存快不少的高速缓冲存储器，用来存放当前访问的若干页表项，以加速地址变换的过程。与此对应，内存中的页表常称为慢表。

1.8.3 引入快表后，地址的转换过程

①CPU给出逻辑地址，由某个硬件算得页号、页内偏移量，将页号与快表中的全部页号进行比较。②若是找到匹配的页号，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造成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。所以，若快表命中，则访问某个逻辑地址仅需一次访存便可。
③若是没有找到匹配的页号，则须要访问内存中的页表，找到对应页表项，获得页面存放的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接造成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。所以,若快表未命中，则访问某个逻辑地址须要两次访存(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-定的算法对旧的页表项进行替换)

因为查询快表的速度比查询页表的速度快不少，所以只要快表命中，就能够节省不少时间。
由于局部性原理，–般来讲快表的命中率能够达到90%以上。

例:某系统使用基本分页存储管理，并采用了具备快表的地址变换机构。访问- -次快表耗时1us，访问一次内存耗时100us。若快表的命中率为90%，那么访问一个逻辑地址的平均耗时是多少?
(1+100) * 0.9 + (1+100+100) * 0.1 = 111 us
有的系统支持快表和慢表同时查找，若是是这样，平均耗时应该是(1+100) * 0.9+ (100+100) *0.1=110.9 us
若未采用快表机制，则访问一个逻辑地址须要100+100 = 200us
显然，引入快表机制后，访问一个逻辑地址的速度快多了。

1.8.4 总结

	地址变换过程	访问一个逻辑地址的访存次数
基本地址变换机构	①算页号、页内偏移量 ②检查页号合法性 ③查页表，找到页面存放的内存块号 ④根据内存块号与页内偏移量获得物理地址 ⑤访问目标内存单元	两次访存
具备快表的地址变换机构	①算页号、页内偏移量 ②检查页号合法性 ③查快表。若命中，便可知道页面存放的内存块号，可直接进行⑤;若未命中则进行④ ④查页表，找到页面存放的内存块号，而且将页表项复制到快表中 ⑤根据内存块号与页内偏移量获得物理地址 ⑥访问目标内存单元	快表命中，只需一次访存快表未命中，须要两次访存

1.9 两级页表

1.9.1 单级页表的问题

根据局部性原理可知，不少时候，进程在一段时间内只须要访问某几个页面就能够正常运行了，所以没有必要让整个页表都常驻内存。

1.9.2 如何解决单级页表的问题

1.9.3 两级页表的原理、地址结构

1.9.4 如何实现地址转换

1.9.5 须要注意的问题

1.9.6 总结

1.10 基本分段存储管理方式

1.10.1 分段

进程的地址空间:按照程序自身的逻辑关系划分为若千个段，每一个段都有一个段名(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，每一个段在内存中占据连续空间，但各段之间能够不相邻。

1.10.2 段表

问题: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，需为每一个进程创建- -张段映射表，简称“段表”

1.10.3 地址转换

1.10.3 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，提升内存利用率。分页仅仅是系统管理.上的须要，彻底是系统行为，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知足用户需求。-一个段一般包含着一-组属于一个逻辑模块的信息。分段对用户是可见的，用户编程时须要显式地给出段名。
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。
在分段的方法中，每次程序运行时老是把程序所有装入内存，而分页的方法则有所不一样。分页的思想是程序运行时用到哪页就为哪页分配内存，没用到的页暂时保留在硬盘上。当用到这些页时再在物理地址空间中为这些页分配内存，而后创建虚拟地址空间中的页和刚分配的物理内存页间的映射。
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便可表示一个地址。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)，这样的代码是能够共享的。可修改的代码是不能共享的

访问一个逻辑地址须要几回访存?
分页(单级页表) :第一次访存–查内存中的页表，第二次访存一-访问目标内存单元。总共两次访存
分段:第一次访存–查内存中的段表，第二次访存–访问目标内存单元。总共两次访存
与分页系统相似，分段系统中也能够引入快表机构，将近期访问过的段表项放到快表中，这样能够少一.次访问，加快地址变换速度。

1.10.4 总结

1.11 段页式管理方式

1.11.1 分页、分段的优缺点分析

1.11.2 分段+分页=段页式管理

将进程按逻辑模块分段，再将各段分页(如每一个页面4KB )再将内存空间分为大小相同的内存块/页框/页帧/物理块进程前将各页面分别装入各内存块中

1.11.3 段页式管理的逻辑地址结构

1.11.4 段表、页表

1.11.4 总结

二虚拟内存

2.1 虚拟内存的基本概念

2.1.1 传统存储管理方式的特征、缺点

一次性（可用虛拟存储技术解决问题）：做业必须一次性所有装入内存后才能开始运行。这会形成两个问题:①做业很大时，不能所有装入内存，致使大做业没法运行;②当大量做业要求运行时，因为内存没法容纳全部做业，所以只有少许做业能运行，致使多道程序并发度降低。
驻留性:一旦做业被装入内存，就会- 直驻留在内存中，直至做业运行结束。事实上，在一个时间段内，只须要访问做业的一-小部分数据便可正常运行，这就致使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。

2.1.2 局部性原理

时间局部性:若是执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令颇有可能再次执行;若是某个数据被访问过，不久以后该数据极可能再次被访问。(由于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，在不久以后，其附近的存储单元也颇有可能被访问。(由于不少数据在内存中都是连续存放的，而且程序的指令也是顺序地在内存中存放的)

2.1.3 虚拟内存的定义和特征

基于局部性原理，在程序装入时，能够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，就可让程序开始执行。
在程序执行过程当中，当所访问的信息不在内存时，由操做系统负责将所需信息从外存调入内存，而后继续执行程序。
若内存空间不够，由操做系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。
在操做系统的管理下，在用户看来彷佛有-一个比实际内存大得多的内存，这就是虚拟内存(操做系统虚拟性的一个体现，实际的物理内存大小没有变，只是在逻辑.上进行了扩充)

易混知识点:
虚拟内存的最大容量是由计算机的地址结构(CPU寻址范围)肯定的
虚拟内存的实际容量= min (内存和外存容量之和，CPU寻址范围)

如:某计算机地址结构为32位，按字节编址，内存大小为512MB，外存大小为2GB。
则虚拟内存的最大容量为2^32 B = 4GB
虚拟内存的实际容量= min (2^32 B, 512MB+2GB) = 2GB+512MB

虚拟内存有如下三个主要特征

屡次性：无需在做业运行时一次性所有装入内存，二十运行被分红屡次调入内存
对换性：在做业运行时无需一直常驻内存，而是容许在做业运行过程当中，讲做业换出、换入。
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

2.1.4 如何实现虚拟内存技术

虚拟内存中，容许将一个做业分屡次调入内存，采用连续分配方式时，会使至关一部份内存空间都处于暂时或“永久”的空闲状态，形成内存资源的严重浪费，并且也没法从逻辑上扩大内存容量，所以,虚拟内存的实现须要创建在离散分配的内存管理方式基础上。

传统的非连续分配存储管理:

基本分页存储管理

基本分段存储管理

基本段页式存储管理

虚拟内存的实现有如下三种方式：

1.请求分页存储管理
2.请求分段存储管理
3.请求段页式存储管理

请求分页系统创建在基本分页系统的基础上，为了支持虚拟存储器功能而增长了请求调页功能和页面置换功能。请求分页是目前最经常使用的一种虚拟存储器方法。

主要区别：

在程序执行过程当中，当所访问的信息不在内存时，由操做系统负责将所需信息从外存调入内存(操做系统要提供请求调页(或请求调段)功能)，而后继续执行程序。
若内存空间不够，由操做系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存(操做系统要提供页面置换(或段置换)的功能)。

2.1.5 总结

2.2 请求分页管理方式

2.2.1 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”，操做系统须要知道每一个页面是否已经调入内存;若是还没调入，那么也须要知道该页面在外存中存放的位置。

(1) 状态位P：用于指示该页是否已调入内存，供程序訪问时參考。
(2) 访问字段A：用于记录本页在一段时间内被訪问的次数，或记录本页近期已有多长时间未被訪问，供选择换出页面时參考。
(3) 改动位M：表示该页在调入内存后是否被改动过。由于内存中的每一页都在外存上保留一份副本，所以，若未被改动，在置换该页时就不需再将该页写回到外存上，以下降系统的开销和启动磁盘的次数；若已被改动，则必须将该页重写到外存上，以保证外存中所保留的始终是最新副本。简言之，M位供置换页面时參考。
(4) 外存地址：用于指出该页在外存上的地址，通常是物理块号，供调入该页时參考。

2.2.2 缺页中断机构

缺页中断是由于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，所以缺页中断做为中断一样要经历，诸如保护CPU环境、分析中断缘由、转入缺页中断处理程序、恢复CPU环境等几个步骤。但与通常的中断相比，它有如下两个明显的区别：

在指令执行期间产生和处理中断信号，而非一条指令执行完后，属于内中断。
一条指令在执行期间，可能产生屡次缺页中断。(如:copyAtoB，即将逻辑地址A中的数据复制到逻辑地址B，而A、B属于不一样的页面，则有可能产生两次中断)

2.2.3 地址变换机构

请求分页存储管理与基本分页存储管理的主要区别:
在程序执行过程当中，当所访问的信息不在内存时，由操做系统负责将所需信息从外存调入内存(操做系统要提供请求调页功能，将缺失页面从外存调入内存)，而后继续执行程序。

若内存空间不够，由操做系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存(操做系统要提供页面置换的功能，将暂时用不到的页面换出外存)。
相对于分页系统主要增长了关于状态位P的操做。

2.2.4 总结

2.3 页面置换算法

2.3.1 最佳置换法(OPT)

最佳置换算法(OPT，Optimal) :每次选择淘汰的页面将是之后永不使用，或者在最长时间内再也不被访问的页面，这样能够保证最低的缺页率。

最佳置换算法能够保证最低的缺页率，但实际上，只有在进程执行的过程当中才能知道接下来会访问到的是哪一个页面。操做系统没法提早预判页面访问序列。所以，最佳置换算法是没法实现的

2.3.2 先进先出置换算法(FIFO)

先进先出置换算法(FIFO) :每次选择淘汰的页面是最先进入内存的页面
实现方法:把调入内存的页面根据调入的前后顺序排成一个队列，须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。

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。

只有FIFO算法会产生Belady异常，而LRU和OPT算法永远不会出现Belady异常。另外，FIFO算法虽然实现简单，可是该算法与进程实际运行时的规律不适应，由于先进入的页面也有可能最常常被访问。所以，算法性能差

FIFO的性能较差，由于较早调入的页每每是常常被访问的页，这些页在FIFO算法下被反复调入和调出，而且有Belady现象。所谓Belady现象是指：采用FIFO算法时，若是对—个进程未分配它所要求的所有页面，有时就会出现分配的页面数增多但缺页率反而提升的异常现象。

2.3.3 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) :每次淘汰的页面是最近最久未使用的页面
实现方法:赋予每一个页面对应的页表项中，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(该算法的实现须要专门的硬件支持，虽然算法性能好，可是实现困难，开销大)。当须要淘汰一个页面时，选择现有页面中t值最大的，即最近最久未使用的页面。

LRU性能较好，但须要寄存器和栈的硬件支持。LRU是堆栈类算法，理论上能够证实，堆栈类算法不可能出现Belady异常。

在手动作题时，若须要淘汰页面，能够逆向检查此时在内存中的几个页面号。在逆向扫描过程当中最后一个出现的页号就是要淘汰的页面。

2.3.4 时钟置换算法(CLOCK)

最佳置换算法性OPT能最好，但没法实现；先进先出置换算法实现简单，但算法性能差；最近最久未使用置换算法性能好，是最接近OPT算法性能的，可是实现起来须要专门的硬件支持，算法开销大。

因此操做系统的设计者尝试了不少算法，试图用比较小的开销接近LRU的性能，这类算法都是CLOCK算法的变体，由于算法要循环扫描缓冲区像时钟同样转动。因此叫clock算法。

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)

简单的CLOCK算法实现方法:为每一个页面设置一个访问位，再将内存中的页面都经过连接指针连接成一个循环队列。当某页被访问时，其访问位置为1。当须要淘汰-一个页面时，只需检查页的访问位。若是是0，就选择该页换出;若是是1，则将它置为0，暂不换出，继续检查下一个页面，若第- - ~轮扫描中全部页面都是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(第二轮扫描中必定会有访问位为0的页面，所以简单的CLOCK算法选择–个淘汰页面最多会通过两轮扫描)

2.3.5 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，若是被淘汰的页面没有被修改过,就不须要执行I/O操做写回外存。只有被淘汰的页面被修改过期，才须要写回外存。

所以，除了考虑一个页面最近有没有被访问过以外，操做系统还应考虑页面有没有被修改过。在其余条件都相同时，应优先淘汰没有修改过的页面，避免I/O操做。这就是改进型的时钟置换算法的思想。修改位=0，表示页面没有被修改过;修改位=1，表示页面被修改过。

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

改进型的Clock算法须要综合考虑某一内存页面的访问位和修改位来判断是否置换该页面。在实际编写算法过程当中，一样能够用一个等长的整型数组来标识每一个内存块的修改状态。访问位A和修改位M能够组成一下四种类型的页面。

算法规则:将全部可能被置换的页面排成–个循环队列

第一轮:从当前位置开始扫描到第一个(A =0, M = 0)的帧用于替换。表示该页面最近既未被访问，又未被修改，是最佳淘汰页
第二轮:若第一轮扫描失败，则从新扫描，查找第一个(A =0, M = 1)的帧用于替换。本轮将全部扫描过的帧访问位设为0。表示该页面最近未被访问，但已被修改，并非很好的淘汰页。
第三轮:若第二轮扫描失败，则从新扫描，查找第一个(A =1, M = 0)的帧用于替换。本轮扫描不修改任何标志位。表示该页面最近已被访问，但未被修改，该页有可能再被访问。
第四轮:若第三轮扫描失败，则从新扫描，查找第一个A =1, M = 1)的帧用于替换。表示该页最近已被访问且被修改，该页可能再被访问。

因为第二轮已将全部帧的访问位设为0，所以通过第三轮、第四轮扫描必定会有一个帧被选中，所以改进型CLOCK置换算法选择- -个淘汰页面最多会进行四轮扫描

算法规则：将全部可能被置换的页面排成一个循环队列
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。(第一优先级:最近没访问，且没修改的页面)
第二轮:若第一轮扫描失败，则从新扫描，查找第一个(0, 1)的帧用于替换。本轮将全部扫描过的帧访问位设为0
(第二优先级: 最近没访问，但修改过的页面)
第三轮:若第二轮扫描失败，则从新扫描，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(第三优先级:最近访问过，但没修改的页面)
第四轮:若第三轮扫描失败，则从新扫描，查找第一个(0, 1)的帧用于替换。(第四优先级:最近访问过，且修改过的页面)
因为第二轮已将全部帧的访问位设为0，所以通过第三轮、第四轮扫描必定会有一个帧被选中，所以改进型CLOCK置换算法选择一个淘汰页面最多会进行四轮扫描

2.3.6 总结

	算法规则	优缺点
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;但没法实现
FIFO	优先淘汰最早进入内存的页面	实现简单;但性能不好，可能出现Belady异常
LRU	优先淘汰最近最久没访问的页面	性能很好;但须要硬件支持，算法开销大
CLOCK (NRU)	循环扫描各页面第一轮淘汰访问位=0的，并将扫描过的页面访问位改成1。若第-轮没选中，则进行第二轮扫描。	实现简单，算法开销小;但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(O,1)，并将扫描过的页面访问位都置为0 第三轮:淘汰(O, 0) 第四轮:淘汰(0, 1)	算法开销较小，性能也不错

2.4 页面分配

2.4.1 页面分配、置换策略

2.4.2 调入页面的时机

预调页策略：根据局部性原理(主要指空间局部性，即:若是当前访问了某个内存单元，在以后颇有可能会接着访问与其相邻的那些内存单元。)，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。但若是提早调入的页面中大多数都没被访问过，则又是低效的。所以能够预测不久以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。故这种策略主要用于进程的首次调入(运行前调入)，由程序员指出应该先调入哪些部分。
请求调页策略：进程在运行期间发现缺页时才将所缺页面调入内存(运行时调入)。由这种策略调入的页面一-定会被访问到，但因为每次只能调入一页，而每次调页都要磁盘I/0操做，所以I/0开销较大。

2.4.3 从什么时候调入页面

请求分页系统中外存分为两部分：用于存放文件的文件区和用于存放对换页面的对换区。对换区一般是采用连续分配方式，而文件区采用离散分配方式，故对换区的磁盘I/O速度比文件区的更快。

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，这样能够保证页面的调入、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.系统缺乏足够的对换区空间:凡是不会被修改的数据都直接从文件区调入，因为这些页面不会被修改，所以换出时没必要写回磁盘，下次须要时再从文件区调入便可。对于可能被修改的部分，换出时需写回磁盘对换区，下次须要时再从对换区调入。

3.UNIX方式:运行以前进程有关的数据所有放在文件区，故未使用过的页面，均可从文件区调入。若被使用过的页面须要换出，则写回对换区，下次须要时从对换区调入。

2.4.3 抖动(颠簸)现象

刚刚换出的页面立刻又要换入内存，刚刚换入的页面立刻又要换出外存，这种频繁的页面调度行为称为抖动，或颠簸。产生抖动的主要缘由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)

为进程分配的物理块太少，会使进程发生抖动现象。为进程分配的物理块太多，又会下降系统总体的并发度，下降某些资源的利用率
为了研究为应该为每一个进程分配多少个物理块，Denning 提出了进程工做集” 的概念

2.4.4 工做集

驻留集:指请求分页存储管理中给进程分配的内存块的集合。
工做集:指在某段时间间隔里，进程实际访问页面的集合。

原理：让操做系统跟踪每一个进程的工做集，并为进程分配大于其工做集的物理块。若是还有空闲物理块，则能够再调一个进程到内存以增长多道程序数。若是全部工做集之和增长以致于超过了可用物理块的总数，那么操做系统会暂停一个进程，将其页面调出而且将其物理块分配给其余进程，防止出现抖动。

工做集大小可能小于窗口尺寸，实际应用中，操做系统能够统计进程的工做集大小，根据工做集大小给进程分配若干内存块。如:窗口尺寸为5，通过一段时间的监测发现某进程的工做集最大为3，那么说明该进程有很好的局部性，能够给这个进程分配3个以上的内存块便可知足进程的运行须要。
–般来讲，驻留集大小不能小于工做集大小，不然进程运行过程当中将频繁缺页。
拓展:基于局部性原理可知，进程在–段时间内访问的页面与不久以后会访问的页面是有相关性的。所以，能够根据进程近期访问的页面集合(工做集)来设计- -种页面置换算法- --选择-一个不在工做集中的页面进行淘汰。

2.4.5 总结

虚拟存储只能基于非连续分配技术。

虚拟存储器容量既不受外存容量限制，也不受内存容量限制，而是由CPU的寻址范围决定的。

在请求分页存储器中，因为页面尺寸增大，存放程序须要的页数就会减小，所以缺页中断的次数也会减小。

进程在执行中发生了缺页中断，经操做系统处理后，应让其执行被中断的那一条指令，缺页中断是访存指令引发的，说明所要访问的页面不在内存中，在进行缺页中断处理后，调入所要访问的页面后，访存指令显然应该从新执行。

缺页中断调入新页面，确定要修改页表项和分配页框，同时内存没有页面，须要从外存读入，会发生磁盘I/O。

虚拟存储技术是基于程序的局部性原理，局部性越好虚拟存储系统越能更好地发挥其做用。

不管采用什么算法，每种页面第一次访问时不可能在内存中，必然发生缺页，因此缺页次数大于程序所须要的页数。

LRU算法须要对全部的页最近被访问的时间进行记录，查找时间最久的进行替换，这涉及排序，对置换算法而言，开销太大。

页表项中合法位信息显示着本页面是否在内存中，也即决定了是否会发生页面故障。

虚拟存储扩充内存的基本方法是将一些页或段从内存中调入，调出，而调入，调出的基本手段是覆盖与交换。

请求分页存储管理的主要特色是扩充了内存。

页式虚拟存储管理的特色是不要求将做业同时所有装入到连续区域，通常只装入10%～30%，不要求将做业装入主存连续区域是全部离散式存储管理（包括页式存储管理）的特色，页式虚拟存储管理须要进行中断处理和页面置换。

快表在计算机系统中是用于地址变换。

覆盖技术与虚拟存储技术最本质的不一样在于覆盖程序段的最大长度要受内存容量大小的限制，而虚拟存储器中的程序最大长度不受内存容量的限制，只受计算机地址结构的限制。另外，覆盖技术中的覆盖段由程序设计，且要求覆盖段中的各个覆盖具备相对独立性，不存在直接联系或相互交叉访问，而虚拟存储技术对用户的程序段之间没有这种要求。

交换技术与虚存技术相同点是都要在内存与外存之间交换信息，交换技术与虚存中使用的调入/调出技术主要的区别是：交换技术调入/调出整个进程，所以一个进程大小要受内存容量大小的限制，而虚存中使用的调入/调出技术在内存和外存之间来回传递的是页面或分段，而不是整个进程，从而使得进程的地址映射具备了更大的灵活性，且容许进程的大小比可用的内存空间大。

已知系统为32位实地址，采用48位虚地址，页面大小为4KB，页表项大小为8B，假设系统使用纯页式存储，则采用（4）级页表，页内偏移地址（12）位。
页面大小为4KB，故页内偏移为12位，系统采用48位虚拟地址，故虚页号48-12=36位。采用多级页表时，最高级页表不能超出一页大小，每页能容纳页表项数位：4KB/8B=512=2^9，36/9=4，故采用4级页表。

1.9 分段存储管理方式

分段管理方式的提出则是考虑了用户和程序员，以知足方便编程，信息保护和共享，动态增加及动态连接等多方面的须要。

段内要求连续，段间不要求连续

在段式系统中，段号和段内偏移量必须由用户显示提供，在高级程序设计语言中，这个工做由编译程序完成。

段表：每一个进程都有一张逻辑空间与内存空间映射的段表，其中每个段表项对应进程的一个段，段表项记录该段在内存中的起始地址和段的长度。

地址转换机构

为了查询方便，顶级页表最多只能有1个页面

段页式存储管理方式：

页式存储管理能有效地提升内存利用率，而分段存储管理能反映程序的逻辑结构并有利于段的共享。

做业的地址空间首先被分红若干个逻辑段，每段都有本身的段号，而后再将每一段分红若干个大小固定的页。

逻辑地址有三部分构成：段号，页号，页内偏移量

段表表项：段号，页表长度，页表起始地址

页表表项：页号，块号

段表寄存器：指出段表起始地址和段表长度

页表寄存器：判断是否越界

重要概念

1.虚拟内存的管理须要有相关硬件和软件的支持
有请求分页页表机制，缺页中断机制，地址变换机构等。

2.在使用交换技术时，若是一个进程正在进行I/O操做时，则不能交换出主存。不然它的I/O数据区将被新换入的进程占用，致使错误，不过能够在操做系统中开辟I/O缓冲区，将数据从外设或将数据输出到外设的I/O活动在系统缓冲区中进行，这时在系统缓冲区与外设I/O时，进程交换不受限制。

3.当程序要访问某个内存单元时，由硬件检查是否容许，若是容许则执行，不然产生地址越界中断。

4.段页式存储管理中，地址映射表是每一个进程一张页表，每一个段一张段表。

5.内存保护须要由操做系统和硬件机构合做完成，以保证进程空间不被非法访问，内存保护是内存管理的一部分，是操做系统的任务，可是处于安全性和效率考虑，必须由硬件实现，因此须要操做系统和硬件机构的合做来完成。

6.覆盖技术是早期在单一连续存储管理中使用的扩大存储容量的一种技术，它一样也可用于固定分区分配的存储管理者中。

7.分页式存储管理有内部碎片，分段式存储管理有外部碎片，固定分区存储管理方式有内部碎片，分页式存储管理方式有内部碎片。

8.页式存储管理中，页表的始地址存放在寄存器中（页表基址寄存器（PTBR）），这样才能知足在地址变换时，可以较快地完成逻辑地址和物理地址之间的转换。

9.对重定位存储管理方式，应在这个系统中设置一个重定位寄存器。由于系统处理器在通一个时刻只能执行一条指令或访问数据，因此为每道程序（数据）设置一个寄存器是没有必要的，而只须要在切换程序执行时重置寄存器内容便可。

10.采用可重用程序是经过减小对换数的方法来改善系统性能的。可重入程序经过共享来使用同一块存储空间，或者经过动态连接的方式将所需程序映射道相关进程中，其最大的优势是减小了对程序的调入/调出，所以减小了对换数量。

11.实现分页，分段式存储须要特定的数据结构，例如，页表，段表等，为了提升性能还须要提供快存和地址加法器，代价高。分区存储管理知足多道程序设计的最简单存储管理方案，特别适合嵌入式等微型设别。

12.引入覆盖和交换技术是时间换空间。

13.页式存储页面大小是等长的。

14.引入段式存储管理方式，主要是为了知足用户下列要求：方便编程，分段共享，分段保护，动态连接和动态增加

15.主存分配以块为单位，访问以字节为单位。

16.存储管理目的：1方便用户2提升内存利用率

17.分页是一维，分段是二维，由于分页定长。

18.在多个进程并发执行时，全部进程的页表大多数驻留在内存中，在系统中设置一个页表寄存器（PTR），在其中存放页表在内存的起始地址和页表长度，平时，进程未执行时，页表的起始地址和页表长度存放在本进程的PCB中，当调度到进程时，才将两个数据转入页表寄存器，每一个进程都有一个单独的逻辑地址，有一张属于本身的页表。

19.段页式存储管理兼有页式管理和段式管理的优势，采用分段方法来分配和管理用户地址空间，用分页方法来管理物理存储空间，但它的开销比分段式和页式管理的开销都要大。

问答

1.为何要进行内存管理？

单道处理机系统阶段，一个系统一个时间只执行一个程序，内存分配简单。多道程序引入后，进程之间除了共享的不只仅是处理机，还有主存储器。共享内存比较复杂，此时不对内存进行管理，容易致使数据混乱，以致于限制进程并发执行。

2.页式管理中每一个页表项的大小下限如何肯定？

首先用总的位数m-页内位数n，获得页号的位数x，而后取log2x，而后对结果向上取正，由于页表项以字节为单位。（也能够选择更大的页表项大小以致于让一个页面可以正好容下整数个页表项以方便存储（例如取成4B，那么一页正好能够装下1K个页表项）或者增长点其余什么信息）

3.多级页表解决了什么问题？又会带来什么问题？

多级页表解决了当逻辑地址空间过大时，页表长度会大大增长的问题。而采用多级页表时一次访盘须要屡次访问内存升至磁盘，会大大增长一次方寸的时间。

题目

1.（2011考研）在虚拟内存管理中，地址变换机构将逻辑地址变换为物理地址，造成该逻辑地址的阶段是（C）

A.编辑 B.编译 C.连接 D.装载

编译后的程序须要通过连接才能装载，而连接后造成的目标程序中的地址是逻辑地址。以，C语言为例：C语言通过预处理（cpp）–>编译（ccl）–>汇编（as）–>连接（ld）产生了可执行文件。其连接的前一步，产生了可重定位的二进制的目标文件。C语言采用源文件独立编译的方法，如程序main.c,file.c,file1.h,file2.h，在连接的前一步生成了main.o,file1.o,file2.o，这些目标模块采用的逻辑地址都从0开始，但只是相对该模块的逻辑地址。但只是相对于该模块的逻辑地址，连接器将这三个文件，libc和其余库文件连接成一个可执行文件，连接阶段主要完成重定位，造成整个程序的完整逻辑地址空间。（完成该变换过程的是装载阶段）

2.（2010考研）

某计算机采用二级页表的分页存储管理方式，按字节编址，页大小为2^10字节，页表项大小为2字节，逻辑地址结构为

页目录号|页号|页内偏移量

逻辑地址空间大小为2^16，则表示整个逻辑地址空间的目录表中包含表项的个数至少是（128）