操作系统 (王道)- 第三章

内存的基础知识

• 什么是内存，有何作用

  • 存储单元、内存地址的概念和联系
    • 内存地址从0开始，每个地址对应一个存储单元
  • 按字节编址vs按字编址
    • 按字节编址：每个存储单元大小为==1字节==，即1B
    • 按字编址：每个存储单元大小为1个字。如果字长为16，则每个字的大小为16个二进制位

• 进程运行的基本原理

  • 指令的工作原理

    • 操作码+若干参数（可能包含地址参数）

  • 逻辑地址（相对地址）vs 物理地址（绝对地址）

    • 逻辑地址：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：实际存放地址

  • 从写程序到程序运行

    • 编辑源代码文件

    • 编译：由源代码文件生成目标模块（高级语言“翻译”为机器语言）

    • 链接：由目标模块生成装入模块，链接后形成完整的逻辑地址

    • 装入：将装入模块装入内存，装入后形成物理地址

    • 即：$源代码文件\stackrel{编译}{\Longrightarrow} 目标模块\stackrel{链接}{\Longrightarrow}装入模块\stackrel{装入}{\Longrightarrow} 物理地址$

    • 一个具体的🌰

      • 编写一段程序并保存为hello.c

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      #include <stdio.h> int main() { printf("看好了世界，我这就让你崩溃\n"); return 0; }

      • 编译：执行语句：gcc hello.c -o hello.o，高级语言翻译成机器能看懂的二进制目标文件hello.o。此时生成的.o文件就像乐高零件：有main函数机器码，但printf函数的位置还标记着”待填充”（就像网购时写的”地址不详”）
      • 链接：执行语句：gcc hello.o -o hello，把C标准库里的printf函数实现（在libc.so里）和你的目标文件拼在一起，生成可执行文件hello。此时程序有了完整的逻辑地址，比如printf被分配了假地址0x401000（就像你网购时写的”小区快递柜”这种模糊地址）
      • 装入：加载器把可执行文件塞进内存，把逻辑地址0x401000转换成真实的物理地址（比如0x7f3a81201000），这时候你的程序才真正获得了在内存中运行的资格。

  • 三种链接方式

    • 静态链接：装入前链接成一个完整装入模块
    • 装入时动态链接：运行时边装入边链接
    • 运行时动态链接：运行时需要目标模块才装入并链接

  • 三种装入方式

    • 绝对装入：编译时产生绝对地址
    • 可重定位装入：装入时将逻辑地址转换为物理地址
    • 动态运行时装入：运行时将逻辑地址转换为物理地址，需设置重定位寄存器

内存管理的概念

• 内存空间的分配与回收
• 内存空间的扩充（实现虚拟性）
• 地址转换
  • 操作系统负责实现逻辑地址到物理地址的转换（这个过程称为==地址重定位==）
  • 三种方式
    • 绝对装入：编译时产生绝对地址
      • 单道程序阶段，此时还没产生操作系统
    • 可重定位装入：装入时将逻辑地址转换为物理地址
      • 用于早期的多道批处理操作系统
    • 动态运行时装入：运行时将逻辑地址转换为物理地址，需设置1
• 存储保护
  • 保证各进程在自己的内存空间内运行，不会越界访问
  • 两种方式
    • 设置上下限寄存器
    • 利用重定位寄存器、界地址寄存器进行判断

进程的内存映像

操作系统内核区（0xFFFF FFFF - 0xC000 0000）

• 这是内核空间，存放操作系统的核心代码和数据结构
• 用户进程无法直接访问，需要通过系统调用

用户栈区（Stack）(-0xC000 0000)

• 从高地址向低地址增长（图中向下的箭头）
• 存储函数调用的栈帧，包含局部变量、函数参数、返回地址等
• 每次函数调用都会在栈上分配新的栈帧

共享库的存储映射区/用户区（0x4000 0000-）

• 存放动态链接库（如printf函数的代码）
• 这个区域可以被多个进程共享，节省内存

堆区（Heap）

• 从低地址向高地址增长（图中向上的箭头）
• 用于动态内存分配，如malloc分配的内存
• 大小可以在运行时调整

读/写数据段

• 存储已初始化的全局变量和静态变量
• 程序运行时可以修改这些数据

只读代码/数据段（0x0804 8000附近）

• 存储程序的机器指令和只读数据
• 这个区域通常是不可写的，防止程序意外修改自己的代码

未使用区（0x0000 0000）

• 最低地址区域，通常不使用
• 访问这个区域会导致段错误

连续分配的管理方式

为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间

• 单一连续分配
  • 只支持单道程序，内存分为系统区和用户区，用户程序放在用户区
  • 无外部碎片，有内部碎片
• 固定分区分配
  • 支持多道程序，内存用户空间分为若干个固定大小的分区，每个分区只能装一道作业
  • 无外部碎片，有内部碎片
  • 两种分区方式
    • 分区大小相等
    • 分区大小不等
• 动态分区分配
  • 支持多道程序，在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区
  • 无内部碎片，有外部碎片
  • 外部碎片可用“紧凑”技术来解决
  • 回收内存分区时，可能遇到四种情况（总之，相邻的空闲分区要合并）
    • 回收区之后有相邻的空闲分区
    • 回收区之前有相邻的空闲分区
    • 回收区前、后都有相邻的空闲分区
    • 回收区前、后都没有相邻的空闲分区

动态分区分配算法

• 首次适应
  • 思想：从头到尾找适合的分区
  • 分区排列顺序：空闲分区以地址递增次序排列
  • 优点
    • 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
  • 思想：优先使用更小的分区，以保留更多大分区
  • 分区排列顺序：空闲分区以容量递增次序排列
  • 优点：会有更多大分区保留下来，更能满足大进程需求
  • 缺点：
    • 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
  • 思想：优先使用更大的分区，以防止产生太小的不可用的碎片
  • 分区排列顺序：空闲分区以容量递减次序排列
  • 优点：可以减少难以利用的小碎片
  • 缺点：
    • 大分区容易被用完，不利于大进程
    • ==算法开销大==（原因同上）
• 邻近适应
  • 思想：由首次适应演变而来，每次从上次查找结束位置开始查找
  • 分区排列顺序：空闲分区以地址递增次序排列（可排列成循环列表）
  • 优点
    • 不用每次都从低地址的小分区开始检索
    • ==算法开销小==（原因同首次适应算法）
  • 缺点：会使高地址的大分区也被用完

基本分页存储管理的基本概念

• 基本分页存储管理的思想：把进程分页、各个页面可离散地放到各个的内存块中
• 易混概念
  • “页框、页帧、内存块、物理块、物理页” vs “页、页面”
  • “页框号、页帧号、内存块号、物理块号、物理页号” vs “页号、页面号”
• 页表
  • 页表记录了页面和实际存放的内存块之间的映射关系
  • 一个进程对应一张页表，进程的每一页对应一个页表项，每个页表项由“页号”和“块号”组成
  • 每个页表项的大小是相同的，页号是“隐含”的
  • i号页表项存放地址 = 页表始址 + i * 页表项大小
• 逻辑地址结构——可拆分为[页号P, 页内偏移量W]
  • 页号 = 逻辑地址 / 页面大小
  • 页内偏移量 = 逻辑地址 % 页面大小
• 如何实现地址转换
  1. 计算出逻辑地址对应的[页号, 页内偏移量]
  2. 找到对应页面在内存中的存放位置（查页表）
  3. 物理地址 = 页面始址 + 页内偏移量

基本地址变换机构

• 页表寄存器的作用
  • 存放页表起始位置
  • 存放页表长度
• 地址变换过程
  1. 根据逻辑地址算出页号、页内偏移量
  2. 页号的合法性检查（与页表长度对比）
  3. 若页号合法，再根据页表起始地址、页号找到对应页表项（第一次访问内存：查页表）
  4. 根据页表项中记录的内存块号、页内偏移量得到最终的物理地址
  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）
• 其他小细节
  • 页内偏移量位数与页面大小之间的关系（要能用其中一个条件推出另一个条件）
  • 页式管理中地址是一维的
  • 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

具有快表的地址变换机构

• 基本地址变换机构
  • 地址变换过程
    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得到物理地址
    5. 访问目标内存单元
  • 访问一个逻辑地址的访存次数
    • 两次访存
• 具有快表的地址变换机构
  • 地址变换过程
    1. 算页号、页内偏移量
    2. 检查页号合法性
    3. ==查快表==。若命中，即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，==并且将页表项复制到快表中==
    5. 根据内存块号与页内偏移量得到物理地址
    6. 访问目标内存单元
  • 访问一个逻辑地址的访存次数
    • 快表==命中==，只需==一次访存==
    • 快表==未命中==，需要==两次访存==

TLB与普通Cache的区别：TLB中只有页表项的副本，而普通Cache中可能会有其他各种数据的副本

两级页表

• 单级页表存在的问题

  • 所有页表项必须连续存放，页表过大时需要很大的连续空间
  • 在一段时间内并非所有页面都用得到，因此没必要让整个页表常驻内存

• 两级页表

  • 将长长的页表再分页
  • 逻辑地址结构：(一级页号, 二级页号, 页内偏移量)
  • 注意几个术语：页目录表/外层页表/顶级页表

• 如何实现地址变换

  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，根据一级页号查找目录表，找到下一级页表在内存忠的存放地址
  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

• 几个细节

  • 多级页表中。各级页表的大小不能超过一个页面。若两级页表不够，可以分更多级
  • 多级页表的访问次数（假设没有快表机构）——N级页表访问一个逻辑地址需要N+1次访存

基本分段存储管理方式

• 分段
  • 将地址空间按照程序自身的逻辑关系划分为若干段，每段从0开始编址
  • 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：(段号, 段内地址)

• 段表
  • 记录逻辑段到实际存储地址的映射关系
  • 每个段对应一个段表项。各段表项长度相同，由段号（隐含）、段长、基址组成
• 地址变换
  1. 由逻辑地址得到段号、段内地址
  2. 段号与段表寄存器中的段长度比较，检查是否越界
  3. 由段表始址、段号找到对应段表项
  4. 根据段表中记录的段长，检查段内地址是否越界
  5. 由段表中的“基址+段内地址”得到最终的
  6. 访问目标单元
• 分段 vs 分页
  • 分页对用户不可见，分段对用户可见
  • 分页的地址空间是一维的，分段的地址空间是二维的
  • 分段更容易实现信息的共享和保护（纯代码/可重入代码可以共享）
  • 分页（单级页表）、分段访问一个逻辑地址都需要两次访存，分段存储中也可以引入快表机构

段页式管理方式

• 分段+分页
  • 将地址空间按照程序自身的逻辑关系划分为若干个段，在将各段分为大小相等的页面
  • 将内存空间分为与页面大小相等的一个个内存块，系统以块为单位为进程分配内存
  • 逻辑地址结构：(段号, 页号, 页内偏移量)

• 段表、页表
  • 每个段对应一个段表项。各段表项长度相同，由段号（隐含）、页表长度、页表存放地址组成
  • 每个页对应一个页表项。各页表项长度相同，由页号（隐含）、页面存放的内存块号组成
• 地址变换
  1. 由逻辑地址得到段号、页号、页内偏移量
  2. 段号与段表寄存器中的段长度比较，检查是否越界
  3. 由段表始址、段号找到对应段表项
  4. 根据段表中记录的页表长度，检查页号是否越界
  5. 由段表中的页表地址、页号查询页表，找到相应页表项
  6. 由页面存放的内存块号、页内偏移量得到最终的物理地址
  7. 访问目标单元
• 访问一个逻辑地址所需访存次数
  • 第一次——查段表、第二次——查页表、第三次——访问目标单元
  • 可引入快表机构，以段号和页号为关键字查询快表，即可直接找到最终的目标页面存放位置。引入快表后仅需一次访存

虚拟内存的基本概念

• 传统存储管理方式的特征、缺点
  • 一次性：作业数据必须一次全部调入内存
  • 驻留性：作业数据在整个运行期间都会常驻内存
• 局部性原理
  • 时间局部性：现在访问的指令、数据在不久后很可能会被再次访问
  • 空间局部性：现在访问的内存单元周围的内存空间，很可能在不久后会被访问
  • 高速缓存技术：使用频繁的数据放到更高速的存储器中
• 虚拟内存的定义和特征
  • 程序不需全部装入即可运行，运行时根据需要动态调入数据，若内存不够，还需换出一些数据
  • 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
    • 对调性：无需在作业运行时一直常驻内存，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
• 如何实现虚拟内存技术
  • 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（==请求调页功能==）
  • 内存空间不够时，将内存中暂时用不到的信息换出到外存（==页面置换功能==）
  • 虚拟内存的实现
    • 请求分页存储管理
    • 请求分段存储管理
    • 请求段页式存储管理

请求分页管理方式

• 页表机制
  • 在基本分页的基础上增加了几个表项
  • 状态位：表示页面是否已在内存中
  • 访问字段：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
  • 修改位：表示页面调入内存后是否被修改过，只有被修改过的页面才需在置换时写回外存
  • 外存地址：页面在外存中存放的位置
• 缺页中断机制
  • 找到页表项后检查页面是否已在内存，若没在内存，产生缺页中断
  • 缺页中断处理中，需要将目标页面调入内存，有必要时还要换出页面
  • 缺页中断属于内中断，属于内中断中的“故障”，即可能被系统修复的异常
  • 一条指令在执行过程中可能产生多次缺页中断
• 地址变换机构
  • 找到页表项时需要检查页面是否在内存中
  • 若页面不在内存中，需要请求调页
  • 若内存空间不够，还需换出页面
  • 页面调入内存后，需要修改相应页表项

页面置换算法

• OPT

  • 算法规则：优先淘汰最长时间内不会被访问的页面
  • 优点
    • 缺页率最小
    • 性能最好
  • 缺点：无法实现

• FIFO

  • 算法规则：优先淘汰最先进入内存的页面
  • 优点：实现简单
  • 缺点：性能很差，可能出现Belady^1异常

• LRU

  • 算法规则：优先淘汰最近最久没访问的页面
  • 优点：性能很好
  • 缺点：需要硬件支持，算法开销大

• CLOCK(NRU)

  • 算法规则：
    • 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为1.若第一轮没选中，则进行第二轮扫描
  • 优点：实现简单，算法开销小
  • 缺点：未考虑页面是否被修改过

• 改进型CLOCK(改进型NRU)

  • 算法规则：
    • 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都置为0
    • 第三轮：淘汰(0, 0)
    • 第四轮：淘汰(0, 1)
  • 优点：算法开销小，性能也不错

  第一优先级：最近没访问，且没修改的页面

  第二优先级：最近没访问，但修改过的页面

  第三优先级：最近访问过，但没修改的页面

  第四优先级：最近访问过，且修改过的页面

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内存块的集合
• 页面分配、置换策略
  • 固定分配 vs 可变分配：区别在于进程运行期间驻留集大小是否可变
  • 局部置换 vs 全局置换：区别在于发生缺页时是否只能从进程自己的页面中选择一个换出
  • 固定分配局部置换：进程运行前就分配一定数量物理块，缺页时只能换出进程自己的某一页
  • 可变分配全局置换：只要缺陷就分配新物理块，可能来自空闲物理块，也可能需换出别的进程页面
  • 可变分配局部置换：频繁换页的进程，多分配一些物理块；缺页率很低的进程，回收一些物理块。直到缺页率合适
• 何时调入页面
  • 预调页策略：一般用于进程运行前
  • 请求调页策略：进程运行时，发现缺页再调页
• 从何处调页
  • ==对换区==——采用连续存储方式，速度更快；==文件区==——采用离散存储方式，速度更慢
  • 对换区足够大：运行将数据从文件区复制到对换区，之后所有的页面调入、调出都是在内存与对换区之间进行
  • 对换区不够大：不会修改的数据每次都从文件区调入；会修改的数据调出到对换区，需要时再从对换区调入
  • UNIX方式：第一次使用的页面都从文件区调入；调出的页面都写回对换区，再次使用时从对换区调入
• 抖动（颠簸）现象
  • 页面频繁换入换出的现象
  • 主要原因是分配给进程的物理块不够
• 工作集：
  • 在某段时间间隔里，进程实际访问页面的集合。
  • 驻留集大小一般不能小于工作及大小

内存映射文件

• 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