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。内存由一个个存储单元(用来存放数据)组成，如果计算机按字节编址，每个存储单元大小为$1$字节($1B$)，即$8$个二进制位；如果字长为$16$位的计算机按字编址，每个存储单元大小为$1$个字，每个字的大小为字长个二进制位。每个存储单元都有相应的地址，内存地址从$0$开始，每个地址对应一个存储单元。

从写程序到程序运行的完整流程：

1. 编译：由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块(编译就是把高级语言翻译为机器语言)。
2. 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。
3. 装入(装载)：由装入程序将装入模块装入内存运行。

程序的链接的三种方式：

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

内存的装入模块的三种装入方式：

• 绝对装入：在编译时，如果知道程序将放到内存中的哪个位置，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。只适用于单道程序环境，此时还没产生操作系统，因此是由编译器完成的。

• 可重定位装入(静态重定位)：编译、链接后的装入模块的地址都是从$0$开始的，指令中使用的地址、数据存放的地址都是相对于起始地址而言的逻辑地址。可根据内存的当前情况，将装入模块装入到内存的适当位置。装入时对地址进行“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)。

  静态重定位的特点是在一个作业装入内存时，必须分配其要求的全部连续内存空间，如果没有足够的内存，就不能装入该作业。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。用于早期的多道批处理存储系统。

• 动态运行时装入(动态重定位)：编译、链接后的装入模块的地址都是从$0$开始的。装入程序把装入模块装入内存后，并不会立即把逻辑地址转换为物理地址，而是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（存放装入模块存放的起始位置）的支持。现代操作系统。

  采用动态重定位时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，根据需要动态申请分配内存；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。

 

程序运行时内存映像与地址空间：不同于存放在硬盘上的可执行程序文件，当一个程序调入内存运行时就构成了进程的内存映像，一个进程的内存映像一般有几个要素：

• 代码段：即程序的二进制代码，代码段是只读的，可以被多个进程共享。

• 数据段：即程序运行时加工处理对象，包括全局变量和静态变量。

• 进程控制块($PCB$)：存放在系统区。操作系统通过$PCB$来控制和管理进程。

• 堆：用来存放动态分配的变量。

• 栈：用来实现函数调用。

  代码段和数据段在程序调入内存时就指定了大小，而堆和栈不一样。当调用像$malloc$和$free$这样的$C$标准库函数时，堆可以在运行时动态地扩展和收缩。用户栈在程序运行期间也可以动态地扩展和收缩，每次调用一个函数，栈就会增长；从一个函数返回时，栈就会收缩。

图1.1是一个进程在内存中的映像。其中，共享库用来存放进程用到的共享函数库代码，如$printf()$函数等。在只读代码段中，$.init$是程序初始化时调用的$\_init\_$函数；$.text$是用户程序的机器代码；$.rodata$是只读数据。在读/写数据段中，$.data$是已初始化的全局变量和静态变量；$.bss$是未初始化及所有初始化为$0$的全局变量和静态变量。

每个进程都有一个独立的地址空间，这个地址空间的地址为虚拟地址，对于32位系统，虚拟地址空间的范围为$0\sim2^{32}-1$。进行在运行时，看到和使用的地址都是虚拟地址。

系统中还有一个物理地址空间，对应于系统中物理内存的所有可寻址单元。

操作系统通过内存管理部件（$MMU$）将进程使用的虚拟地址转换为物理地址。进程使用虚拟内存中的地址，操作系统在相关硬件的协助下，把它“转换”成真正的物理地址。虚拟地址通过页表映射到物理内存，页表由操作系统维护并被处理器引用。

内存管理概念

存储管理的目的有两个：方便用户；提高内存利用率。

对内存的访问，是以字节或字为单位的。

内存管理的功能有：

• 内存空间的分配与回收：由操作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的麻烦，提高编程效率。有两种分配管理方式：

  • 连续分配管理方式：单一连续分配、固定分区分配和动态分区分配。
  • 非连续分配管理方式：基本分页存储管理、基本分段存储管理和请求分页管理方式

• 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，因此存储管理必须提供地址变换功能，把逻辑地址转换成相应物理地址。(地址重定位，有三种装入方式)

• 内存空间的扩充：使用虚拟存储技术或覆盖与交换技术，从逻辑上扩充内存。

• 内存共享：通常是通过“内存映射”实现的，将多个进程的虚拟地址空间映射到同一片物理内存。可以是“页”映射，也可以是“段”映射。

• 存储保护：保证各进程在各自存储空间内运行，互不干扰。需要操作系统和硬件机构的合作。有两种方法：

  • 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。
  • 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的是进程的起始物理地址，界地址寄存器中存放的是进程的最大逻辑地址。

覆盖与交换(X)

本节考纲已删，了解即可

覆盖是在同一个程序或进程中的。

交换是在不同进程(或作业)之间的。

覆盖与交换的提出是为了解决内存空间不足的问题，节省内存空间，从而在逻辑上扩充内存。

覆盖技术：用来解决“程序大小超过物理内存总和”的问题。将程序分为多个段(多个模块)，常用的段常驻内存，不常用的段在需要时调入内存。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”，需要用到时调入内存，用不到时调出内存。

按照自身逻辑结构，让那些不可能同时被访问的程序段共享同一个覆盖区。必须由程序员声明覆盖结构，操作系统完成自动覆盖。是早期在单一连续存储管理中使用的扩大存储容量的技术。

缺点：对用户不透明，增加了用户编程负担。

交换(对换)技术：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)。暂时换出外存等待的进程状态为挂起状态(挂起态)。挂起态又可以进一步细分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态。

具有对换功能的操作系统中，通常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，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$I/O$速度比文件区的更快。

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等等。

$PCB$会常驻内存，不会被换出外存。正在$I/O$操作的进程不能交换出内存，但是可以在操作系统中开辟$I/O$缓冲区，将$I/O$活动在系统缓冲区进行，此时进程交换不受限制。

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：分配给某进程的内存区域中，没有用上的部分。

外部碎片：内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用。

单一连续分配：内存被分为系统区和用户区。系统区通常位于内存的低地址部分，用于存放操作系统相关数据；用户区用于存放用户进程相关数据。

内存中只能有一道用户程序，用户程序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；存储器利用率极低。

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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。是最简单的多道程序存储管理方式。有两种分区划分方式：

1. 分区大小相等：缺乏灵活性，适合用于用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。

操作系统需要建立一个数据结构“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)。

当某用户程序要装入内存时，由操作系统内核程序根据用户程序大小检索该表，从中找到一个能满足大小的、未分配的分区，将之分配给该程序，然后修改状态为“已分配”。未找到合适分区时，拒绝为该用户程序分配内存。

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，但这又会降低性能；会产生内部碎片，内存利用率低；不能实现多进程共享内存。

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动态分区分配(可变分区分配)：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。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)技术来解决外部碎片。两种常用的数据结构：

• 空闲分区表：每个空闲分区对应一个表项。表项中包含分区号、分区大小、分区起始地址等信息。
• 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。

回收时，如果有相邻的空闲分区将其合并，如果没有相邻的空闲分区，就在空闲分区表中新增空闲分区表项。把一个新作业装入内存时，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。主要使用四种动态分区分配算法：

• 首次适应算法：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(或空闲分区表)，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

• 最佳适应算法：空闲分区按容量递增的次序链接，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，因此会产生很多的外部碎片。每次分配后需要排序，算法开销大。最容易产生最多的内存碎片。

• 最坏适应算法(最大适应算法)：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了。每次分配后需要排序，算法开销大。

• 邻近适应算法：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。

首次适应算法每次都要从头查找，每次都需要检索低地址的小分区。但是这种规则也决定了当低地址部分有更小的分区可以满足需求时，会更有可能用到低地址部分的小分区，也会更有可能把高地址部分的大分区保留下来(最佳适应算法的优点)

邻近适应算法的规则可能会导致无论低地址、高地址部分的空闲分区都有相同的概率被使用，也就导致了高地址部分的大分区更可能被使用，划分为小分区，最后导致无大分区可用(最大适应算法的缺点)

非连续分配管理方式

非连续分配管理方式的存储密度低于连续存储方式，非连续分配管理方式根据分区大小是否固定分为：分页存储管理方式、分段存储管理方式。分页存储管理方式根据运行作业时是否要把作业的所有页面都装入内存才能运行，分为基本分页存储管理方式和请求分页存储管理方式。

基本分页存储管理

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”(页框=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”(页框号=页帧号=内存块号=物理块号=物理页号)，页框号从$0$开始。不会产生外部碎片，每个进程平均产生半个块大小的内部碎片(页内碎片)。

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”或“页面”。每个页面也有一个编号，即“页号”，页号也是从$0$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。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。

操作系统要为每个进程建立一张页表，来保存进程的每个页面在内存中存放的位置，所有进程的页表大多数驻留在内存中。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$2^n$，代表页表项中块号至少占$n~bit$，即占$n/8$字节(向上取整)。

页表项连续存放，因此页号可以是隐含的，不占存储空间(类比数组)。

页表记录的只是内存块号，而不是内存块的起始地址。

逻辑地址包含两部分：页号和页内偏移量。如果有$K$位表示“页内偏移量”，则说明该系统中一个页面的大小是$2^K$个内存单元；如果有$M$位表示“页号”，则说明在该系统中，一个进程最多允许有$2^M$个页面。

页号$=$逻辑地址$/$页面长度；页内偏移量$=$逻辑地址$\%$页面长度。

页表中的页号$P$对应的页表项地址$=$页表项起始地址$+$页号$P*$页表项长度。

页号在内存中的起始地址=在页表中对应的块号$*$页面大小。

物理地址$=$页面在内存中的起始地址$+$页内偏移量

页表长度指的是这个页表中总共有几个页表项，即总共有几个页；

页表项长度指的是每个页表项占多大的存储空间；

页面大小指的是一个页面占多大的存储空间。

页面大小刚好是2的整数幂的好处：

1.逻辑地址的拆分更加迅速：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，其余部分就是页号。计算机硬件就可以很方便地得出一个逻辑地址对应的页号和页内偏移量，而无需进行除法运算，从而提升了运行速度。

2.物理地址的计算更加迅速：根据逻辑地址得到页号，根据页号查询页表从而找到页面存放的内存块号，将二进制表示的内存块号和页内偏移量拼接起来，就可以得到最终的物理地址。

基本地址变换机构

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。系统中设置(只用设置)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，操作系统内核会把它们放到页表寄存器中。逻辑地址到物理地址变换过程：

1. 计算页号和页内偏移量；
2. 比较页号和页表长度，若页号$\geq$页表长度，则产生越界中断；(页号是从$0$开始的，而页表长度至少是$1$，因此页号$=$页表长度时也会越界)
3. 查询页表，找到页号对应的页表项，确定页面存放的内存块号；(第一次访问内存，查页表)
4. 用内存块号和页内偏移量得到物理地址；
5. 访问物理内存对应的内存单元；(第二次访问内存，访问目标内存单元)

实际应用中，通常使一个页框恰好能放入整数个页表项。为了方便找到页表项，页表一般是放在连续的内存块中的。

存在两个问题：

• 每次访存操作都需要进行逻辑地址到物理地址的转换，地址转换速度必须够快，否则访存速度会降低；

• 页表不能太大，否则内存利用率会降低。

  因此引入快表结构。

具有快表的地址变换机构

快表，又称联想寄存器($TLB$)，是一种访问速度比内存快很多的高速缓存($Cache$)，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。与此对应，内存中的页表常称为慢表。快表的有效性基于著名的局部性原理，有些处理机设计为快表和慢表同时查找。地址变换步骤如下：

1. $CPU$给出逻辑地址，由硬件进行地址转换，算得页号、页内偏移量，将页号送入高速缓存寄存器，并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成物埋地址，访问物理地址对应的内存单元。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，访问物理地址对应的内存单元。在找到页表项后，应同时将其存入快表(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)，若快表未命中，则访问某个逻辑地址需要两次访存。

存在一个问题：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。因此使用两级页表的方法。

两级页表

可将长的页表进行分组，使每个内存块刚好可以放入一个分组。要为离散分配的页表再建立一张页表，称为页目录表（外层页表、顶层页表）。因此逻辑地址表示为：一级页号+二级页号+页内偏移量。

地址变换步骤如下：

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。

需要注意的细节：

• 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；

• 两级页表的访存次数分析（假设没有快表机构)：

  第一次访存：访问内存中的页目录表；

  第二次访存：访问内存中的二级页表；

  第三次访存：访问目标内存单元；

  $N$级页表访问一个逻辑地址需要$N+1$次访存。

存在一个问题：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。

解决办法有两个：

• 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。
• 可以在需要访问页面时才把页面调入内存。（虚拟存储技术)

基本分段存储管理

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)，编译程序会将段名转换为段号。每段从$0$开始编址。分段系统的逻辑地址结构由段号（段名）和段内地址（段内偏移量）所组成。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。若系统是按字节寻址，若段号占$N$位，段内地址占$M$位，则每个进程最多有$2^N$个段，每个段的最大长度是$2^MB$。

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。

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。需为每个进程建立一张段映射表，简称“段表”。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。和页表类似，段号是可以隐含的，不占存储空间。

地址变换机构： 系统中设置一个段表寄存器，存放段表在内存中的起始地址$F$和段表长度$M$。进程未执行时，段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，操作系统内核会把它们放到段表寄存器中。逻辑地址到物理地址变换过程：

1. 根据逻辑地址得到段号和段内地址；
2. 比较段号和段表长度，若段号$\geq$段表长度，则产生越界中断；(段号是从$0$开始的，而段表长度至少是$1$，因此段号$=$段表长度时也会越界)
3. 查询段表，找到段号对应的段表项，段表项的存放地址为$F+$段号$*$段表项长度；(第一次访存)
4. 检查段内地址是否超过段长。若段内地址$\geq$段长，则产生越界中断，否则继续执行；(与页是存储管理地址变换相比，步骤上最大的不同)
5. 计算得到物理地址$=$段基址$+$段内地址；
6. 访问物理内存对应的内存单元；(第二次访存)

与分页系统类似，分段系统中也可以引入快表机构，将近期访问过的段表项放到快表中，这样可以少一次访问，加快地址变换速度。

分段和分页管理的对比：

• 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，用户编程时需要显式地给出段名。目的是：方便编程、分段共享、分段保护、动态链接和动态增长。

• 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。

• 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。

• 分段比分页更容易实现信息的共享和保护。只需让各进程的段表项指向同一个段即可实现共享，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。(在段表中添加一个是否允许其他进程访问的标志位)共享段在不同进程中的逻辑段号可能不同，只有所有进程都不再使用共享段时才回收共享段所占的内存空间。

• 分页式会产生内部碎片，无外部碎片；分段式有外部碎片，无内部碎片。

段页式管理方式

	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。另外，段式管理会产生外部碎片

将进程按逻辑模块分段，再将各段分页。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。有内部碎片。

段页式系统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$N$决定了每个进程最多可以分$2^N$个段；页号位数$M$决定了每个段最大有$2^M$页；页内偏移量$K$决定了页面大小、内存块大小是$2^KB$。

“分段”对用户是可见的，程序员编程时需要显式地给出段号、段内地址。而将各段“分页”对用户是不可见的，系统会根据段内地址自动划分页号和页内偏移量。因此段页式管理的地址结构是二维的。

每个进程建立一张段表，每个分段有一张页表。系统中存在一个段表指示器，用来指出作业的段表起始地址和段表长度。在一个进程中，段表只有一个，而页表可能有多个。

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，段号是隐含的。根据块号即可算出页表存放的内存地址。

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。

逻辑地址到物理地址变换过程：

1. 根据逻辑地址得到段号、页号和页内偏移量；
2. 比较段号和段表长度，若段号$\geq$段表长度，则产生越界中断；(段号是从$0$开始的，而段表长度至少是$1$，因此段号$=$段表长度时也会越界)
3. 查询段表，找到段号对应的段表项，段表项的存放地址为$F+$段号$*$段表项长度；(第一次访存)
4. 检查页号是否超过页表长度。若页号$\geq$页表长度，则产生越界中断，否则继续执行；
5. 根据页表存放块号、页号查询页表，找到对应页表项；(第二次访存)
6. 计算得到物理地址$=$内存块号$+$页内偏移量；
7. 访问物理内存对应的内存单元；(第三次访存)

也可引入快表机构，用段号和页号作为查询快表的关键字，若快表命中则仅需一次访存。

虚拟内存管理

传统存储管理方式缺点：

• 一次性：作业必须一次性全部装入内存后才能开始运行。这会造成两个问题：

  • 作业很大时，不能全部装入内存，导致大作业无法运行；
  • 当大量作业要求运行时，由于内存无法容纳所有作业，因此只有少量作业能运行，导致多道程序并发度下降。

• 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。事实上，在一个时间段内，只需要访问作业的一小部分数据即可正常运行，这就导致了内存中会驻留大量的、暂时用不到的数据，导致内存利用率不高。

虚拟内存的基本概念

虚拟内存技术实际上建立了“内存-外存”的两级存储器结构，高速缓存技术(快表、页高速缓存和虚拟内存技术)利用局部性原理实现。局部性原理：

• 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有可能再次执行；如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问。

  通过将近来使用的指令和数据保存到高速缓冲存储器中，并使用高速缓存的层次结构实现。

• 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。

  通常使用较大的高速缓存，并将预取机制集成到高速缓存控制逻辑中实现。

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。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。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。

在链接时形成逻辑地址，在装入时完成逻辑地址到物理地址转换。

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，这就是虚拟内存。这是操作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。操作系统提供了(对用户完全透明的)部分装入、请求调入和置换功能。

虚拟内存的实际容量$\leq$内存容量和外存容量之和；虚拟内存的最大容量$\leq$计算机的地址位数能容纳的最大容量，假设地址是$32$位按字节编址，一个地址代表$1B$存储空间，则虚拟内存的最大容量$\leq4GB(2^{32B})$。

虚拟内存有三个主要特征：

• 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：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。

虚拟内存技术的实现建立在离散分配的内存管理方式基础上。有三种方式：请求分页存储管理、请求分段存储管理和请求段页式存储管理。

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。操作系统要提供请求调页(或请求调段）功能。

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。操作系统要提供页面置换（或段置换）的功能。

请求分页管理方式

页表机制：请求页表中的页表项包括：页号(隐含的)、内存块号、状态位(合法位)(是否已调入内存)、访问字段(记录最近被访问过几次；或记录上次访问的时间)、修改位(调入内存后是否被修改过)、外存地址(页面在外存上的地址)。

缺页中断机构：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。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。

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。未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。缺页中断处理需要保留$CPU$现场。缺页中断时访存指令引起的，进行缺页中断处理并调入所要访问的页后，访存指令应该重新执行。发生缺页中断时，系统执行的操作可能是置换页面或分配内存，系统内没有越界错误，不会进行越界出错处理。

地址变换机构：

快表中有的页面一定是在内存中的。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。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。

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。这样可以减少访存次数。

换入/换出页面都需要启动慢速的$I/O$操作，如果换入/换出太频繁，会有很大的开销。

在具有快表机构的请求分页系统中，访问一个逻辑地址时，若发生缺页，则地址变换步骤是：

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

当$CPU$和其他设备利用率低，但用于交换空间的磁盘利用率高时，说明在任务作业不多的情况下交换操作非常频繁，因此可能是物理内存严重短缺，发生了抖动现象。可以采用：增大内存的容量；减少多道程序的度数。

当$CPU$和磁盘利用率都低时，可能是$CPU$没有充分利用，需要增加并发进程数。

当$CPU$利用率高，磁盘利用率低时，是正常现象。

页面置换算法

缺页率$=$缺页次数$/$访问页面的总次数(缺页次数不只是发生页面置换的次数，一开始页面调入内存的时候也算缺页，缺页时未必发生页面置换)

• 最佳置换算法($OPT$)：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。操作系统无法提前预判页面访问序列，因此，最佳置换算法是无法实现的。

  做题中，从产生缺页位置，在后面的序列中寻找已经在内存中的页号，最后一个被找到的页号就是要淘汰的页面。

• 先进先出置换算法($FIFO$)：每次选择淘汰的页面是最早进入内存的页面。当为进程分配的物理块数增大时，会出现缺页次数不减反增的异常现象($Belady$异常)。只有$FIFO$算法会产生$Belady$异常。算法实现简单，但是该算法与进程实际运行时的规律不适应，算法性能差。

  做题时，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。

• 最近最久未使用置换算法($LRU$)：每次淘汰的页面是最近最久未使用的页面。赋予每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$t$。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。该算法的实现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(需要对所有的页进行排序)。

  做题时，从产生缺页位置，向前寻找此时在内存中的几个页面号，最后一个被找到的页号就是要淘汰的页面。

• 时钟置换算法($CLOCK$算法、最近未用算法$NRU$)：是一种性能和开销较均衡的算法。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。当某页被访问时，其访问位置为$1$。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$1$，则将它置为$0$，暂不换出，继续检查下一个页面，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(第二轮扫描中一定会有访问位为$0$的页面，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)。

  做题时，按照出现的页号顺序，画一个循环链表，指针指向第一个出现的页号，此时访问位都为$1$。当内存块满出现缺页时，从指针位置开始扫描，访问位为$1$的置$0$，访问位为$0$的为置换页面，新的页面替换这个置换页面，并将访问位设为$1$，指针指向链表中的下一个页面。(在链表中的页面再次出现时，不移动指针，只是将该页面的访问位设为$1$)

• 改进型的时钟置换算法：在时钟置换算法的基础上，当其他条件都相同时，应优先淘汰没有修改过的页面，避免$I/O$操作。修改位$0/1$为未被/已被修改。用(访问位，修改位)的形式表示各页面状态。将所有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$0$。

  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。

  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。

  由于第二轮已将所有帧的访问位设为$0$，因此经过第三轮、第四轮扫描一定会有一个帧被选中，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。

  指针位移规则和时钟置换算法一样，新替换进来的页面设为$(1,0)$。

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总大小。分配给一个进程的驻留集越小，驻留在内存中的进程数就越多，处理器的时间利用效率就越高。

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；

驻留集太大，又会导致多道程序并发度下降，资源利用率降低。

分配策略：

• 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。(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。(驻留集大小可变)

置换策略：

• 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。

根据分配置换策略，可以将页面分配策略分为三种：

• 固定分配局部置换：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。

• 可变分配全局置换：操作系统会保持一个空闲物理块队列。某进程发生缺页时，先从空闲物理块队列中分配，若无空闲，则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进程。只要某进程发生缺页，这个进程的驻留集都会变大；被选中换出外存页面的进程，驻留集会变小。

• 可变分配局部置换：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；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。

  可变分配全局置换：只要缺页就给分配新物理块；

  可变分配局部置换：要根据发生缺页的频率来动态地增加或减少进程的物理块

调入页面的时机：

• 预调页策略：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。故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。(运行前调入)
• 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。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$I/O$操作，因此$I/O$开销较大。(运行时调入)

调入页面的位置：

请求分页系统中的外存分为两部分：文件区(存放文件，离散分配)、对换区(存放对换页面，连续分配)。对换区的磁盘$I/O$速度比文件区快。

• 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。
• 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。
• $UNIX$方式：与进程有关的文件都放在文件区，故未使用过的页面，都可从文件区调入。若被使用过的页面需要换出，则写回对换区，下次需要时从对换区调入。进程请求的共享页面若被其他进程调入内存，则无须再从对换区调入。

抖动(颠簸)现象：刚刚换出的页面马上又要换入内存，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。若一个进程在换页上使用的时间多于执行时间，则这个进程就在颠簸。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)。撤销部分进程可以减少所要用到的页面数，防止抖动。

工作集：指在某段时间间隔里，进程实际访问页面的集合(某时刻之前的工作集大小内的不同进程)。操作系统会根据“窗口尺寸”来算出工作集。工作集大小可能小于窗口尺寸，实际应用中，操作系统可以统计进程的工作集大小，根据工作集大小给进程分配若干内存块。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。

基于局部性原理可知，进程在一段时间内访问的页面与不久之后会访问的页面是有相关性的。因此，可以根据进程近期访问的页面集合(工作集)来设计一种页面置换算法：选择一个不在工作集中的页面进行淘汰。

内存映射文件(Memory-Mapped Files)

内存映射文件是操作系统向上层程序员提供的功能（系统调用)

• 方便程序员访问文件数据
• 方便多个进程共享同一个文件

mmap()系统调用只建立了文件映射，并没有将文件全部放入内存，可视为缺页状态。

特性：

• 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
• 以访问内存的方式读写文件
• 进程关闭文件时，操作系统负责将文件数据写回磁盘，并解除内存映射
• 多个进程可以映射同一个文件，方便共享

优点：

• 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
• 文件数据的读入/写出完全由操作系统负责，I/O效率可以由操作系统负责优化

虚拟存储器性能的影响因素及改进方式

核心性能指标：缺页率、$TLB$命中率、$Cache$命中率、页面置换速度

影响因素：

• 页面大小：页面大-缺页率下降、页面置换速度下降；页面小-缺页率上升，页面置换速度上升。
• 给进程分配的页框数量：页框多于常用页面数量-缺页率低；页框少于常用页面数量-缺页率高
• 页面置换算法：直接影响缺页率
• 程序局部性：影响缺页率、$TLB$命中率、$Cache$命中率
• 外存交换区读写速度：影响页面置换速度