【操做系统】存储器管理（四）
1、前言程序员
在分析了处理器调度后，接着分析存储器管理，如何对存储器进行有效的管理，直接影响着存储器的利用率和系统性能。下面，开始存储器管理的学习。算法
2、存储器的层次结构编程
2.1 主存储器缓存
主存储器是计算机系统中的一个主要部件，用于保存进程运行时的程序和数据，CPU的控制部件只能从主存储器中取得指令和数据，数据可以从主存储器中读取并将他们装入到寄存器中，或者从寄存器存入到主存储器，CPU与外围设备交换的信息通常也依托于主存储器地址空间。可是，主存储器的访问速度远低于CPU执行指令的速度，因而引入了寄存机和告诉缓冲。数据结构
2.2 寄存器并发
寄存器访问速度最快，能与CPU协调工做，价格昂贵，容量不大，寄存器用于加速存储器的访问速度，如用寄存器存放操做数，或用做地址寄存器加快地址转换速度等。函数
2.3 高速缓存性能
高速缓存容量大于或远大于寄存器，但小于内存，访问速度高于主内存器，根据程序局部性原理，将主存中一些常常访问的信息存放在高速缓存中，减小访问主存储器的次数，可大幅度提升程序执行速度。一般，进程的程序和数据存放在主存，每当使用时，被临时复制到高速缓存中，当CPU访问一组特定信息时，首先检查它是否在高速缓存中，若是已存在，则直接取出使用，不然，从主存中读取信息。有的计算机系统设置了两级或多级高速缓存，一级缓存速度最高，容量小，二级缓存容量稍大，速度稍慢。学习
2.4 磁盘缓存ui
磁盘的IO速度远低于对主存的访问速度，所以将频繁使用的一部分磁盘数据和信息暂时存放在磁盘缓存中，可减小访问磁盘的次数，磁盘缓存自己并非一种实际存在的存储介质，它依托于固定磁盘，提供对主存储器空间的扩充，即利用主存中的存储空间，来暂存从磁盘中读出或写入的信息，主存能够看作是辅存的高速缓存，由于，辅存中的数据必须复制到主存方能使用，反之，数据也必须先存在主存中，才能输出到辅存。
3、程序的装入和连接
为了使程序可以运行，必须先为之建立进程，而建立进程的第一件事，就是将程序和数据装入内存，如何将一个用户源程序变为一个可在内存中执行的程序，一般要通过以下几步，首先是编译（由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块），其次是连接（由连接程序将编译后造成的一组目标模块，以及它们所须要的库函数连接在一块儿，造成一个完整的装入模块），最后是装入（由装入程序将装入模块装入内存）。
3.1 程序的装入
在装入一个模块到内存时，有绝对装入方式，可重定位装入方式，动态运行时装入方式。
① 绝对装入方式，若是在编译时知道程序驻留在内存的什么位置，那么，编译程序将产生绝对地址的目标代码，绝对装入方式按照装入模块中的地址，将程序和数据装入内存，装入模块被装入内存后，因为程序中的逻辑地址与实际内存地址彻底相同，故不须要对程序和数据的地址进行修改。
② 可重定位装入方式，因为绝对装入方式只能将目标模块装入到内存中事先指定的位置，在多道程序环境下，编译程序不可能事先知道所编译的目标模块应放在内存的何处，所以，绝对装入方式只适用于单道程序环境，在多道程序环境下，所获得的目标模块的起始地址一般都是以0开始的，程序中的其余地址也都是相对于起始地址计算的，此时应采用可重定位装入方式，根据内存的当前状况，将装入模块装入到内存的适当位置。该方式会使装入模块中的全部逻辑地址与实际装入内存的物理地址不一样，须要对数据地址和指令地址进行修改，一般把再装入时对目标程序中指令和数据的修改过程称为重定位，又由于地址变换一般是在装入时一次完成的，之后再也不变化，故称为静态重定位。
③ 动态运行时装入方式，可重定位装入方式容许将装入模块装入到内存中任何容许的位置，故可用多道程序环境，但这种方式并不容许程序运行时在内存中移动位置，由于，程序在内存中的移动，意味着它的物理位置发生了变化，这就必须对程序和数据的地址进行修改后方能运行。然而，在运行过程当中它在内存中的位置可能常常要改变，此时就应该采用动态运行时装入方式。动态运行时的装入程序在把装入程序装入内存后，并不当即把装入模块中的相对地址转换为绝对地址，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都还是相对地址，为了使地址转换不影响指令的执行速度，须要重定位寄存器的支持。
3.2 程序的连接
源程序通过编译后，可获得一组目标模块，再利用连接程序把这组目标模块连接，造成装入模块，根据连接时间的不一样，可把连接分为静态连接（在程序运行以前，先将各目标模块及他们所需的库函数，连接成一个完整的装配模块，之后再也不拆开）、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，在装入内存时，采用边装入边连接的连接方式）、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盖模块时，才对它进行连接）。
① 静态连接，在将目标模块装配成一个装入模块时，须要对相对地址进行修改（因为编译程序产生的全部目标模块中，使用的都是相对地址，其起始地址都为0，每一个模块中的地址都是相对于起始地址计算的）。也须要变换外部调用符号（将每一个模块中所用的外部调用符号都变换为相对地址），这种先进行连接所造成的一个完整的装入模块，又称为可执行文件，一般都再也不拆开它，要运行时可直接将它装入内存，这种事先进行连接，之后再也不拆开的连接方式，称为静态连接方式。
② 装入时动态连接，用户源程序经编译后所得是目标模块，是在装入内存时边装入边连接的，即在装入一个目标模块时，若发生一个外部模块调用事件，将引发装入程序去找出相应的外部目标模块，并将它装入内存，装入时动态连接有以下优势，便于修改和更新（各目标模块是分开的存放的，因此要修改或更新各目标模块很是容易），便于实现对目标模块的共享（很容易将一个目标模块连接到几个应用模块上，实现多个应用程序对该模块的共享）
③ 运行时动态连接，将某些模块的连接推迟到程序执行时才进行连接，即在执行过程当中，当发现一个被调用模块还没有装入内存时，当即由OS去找到该模块并将之装入内存，把它连接到调用者模块上，凡在执行过程当中未被调用到的模块，都不会被调入内存和被连接到装入模块上，这样不只加快程序的装入过程，同时也节省了大量的内存空间。
4、连续分配方式
连续分配方式是指为一个用户程序分配一个连续的内存空间，能够将连续分配方式分为单一连续分配、固定分区分配、动态分区分配、动态重定位分区分配。
4.1 单一连续分配
这是一种最简单的存储管理方式，但只能在单用户、单任务的操做系统中，将内存分为系统区和用户区，系统区供OS使用，一般放在内存的低地址，用户区是指除系统区之外的所有内存空间，提供给用户使用。
4.2 固定分区分配
固定分区分配是一种最简单的可运行多道程序的存储管理方式，将内存用户空间划分为若干个固定大小的区域，在每一个分区只装入一道做业，这样，便容许多道做业并发执行，当有空闲分区时，即可以再从外存的后备做业队列中选择一个适当大小的做业装入该分区，当该做业结束时，又可再从后备做业队列中找出另外一做业调入该分区。
对于内存的用户空间的划分，有以下两种方法。
① 分区大小相等，即全部的内存分区大小相等。缺点是缺少灵活性，即当程序过小时，会形成内存资源的浪费，程序太大时，一个分区由不足以装入该程序，只是该程序没法运行。
② 分区大小不等，把内存区划分红含有多个较小的分区、适量中等分配和少许大分区，这样，即可根据程序的大小为之分配适当的分区。
为了便于内存分配，将分区按大小进行排队，并为之简历一张分区使用表，其中各表项包括每一个分区的起始地址、大小、状态（是否已分配），当有一个程序须要装入时，由内存分配程序检索该表，从中找出一个能知足要求的，还没有分配的分区，将之分配给该程序，而后将该表项中的状态设置为已分配，若未找到大小足够的分区，则拒绝为该用户分配内存。
4.3 动态分区分配
动态分区分配是根据进程的实际须要，动态地为之分配内存空间，在实现可变分区分配时，将涉及到分区分配中所用的数据结构、分区分配算法、分区的分配和回收等。
① 分区分配中的数据结构，为了实现分区分配，胸中必须配置相应的数据结构，用来描述空闲分区和已分配分区的状况，为分配提供依据，经常使用的数据结构有以下两种形式：空闲分区表（在系统中设置一张空闲分区表，用于记录每一个空闲分区的状况，每一个空闲分区占一个表目，表目中包括分区序号、分区始址、分区大小等，在前面已有介绍）、空闲分区链（为了实现对空闲分区的分配和连接，在每一个分区的起始部分，设置一些用于控制分区分配的信息，以及用于连接各分区所用的向前指针；在分区尾部设置一贯后指针，这样，能够将空闲分区连接成一个双向链），为了检索方便，在分区尾部重复设置状态为和分区大小表目，当分区被分配出去之后，把状态为从0改为1，此时先后指针都失去意义（已经再也不空闲链表中）。
② 分区分配算法，为把一个新做业装入内存，需按照必定的分配算法，从空闲分区表或空闲分区链中选出一分区分配给该做业，目前经常使用一下五种分配算法
1. 首次适应算法（First Fit）
以空闲分区链为例进行说明，FF算法要求空闲分区链以地址递增的次序连接，在分配内存时，从链首开始顺序查找，直至找到一个大小能知足要求的空闲分区为止，而后再按照做业的大小，从该分区划出一块内存空间分配给请求者，余下的空闲分区仍留在空闲链中，若从链首直至链尾都不能找到一个能知足要求的分区，则这次内存分配失败，返回。该算法倾向于优先利用内存中低址部分的空闲分区，从而保留了高址部分的大空闲区，这给之后达到的大做业分配大的内存空闲创造了条件，缺点在与低地址空间不断被划分，会留下许多难以利用的、很小的空闲分区，而每次查找又都是从低地址部分开始，这无疑会增长查找可用空闲分区的开销。
2. 循环首次适应算法（Next Fit）
由首次适应算法演变而来，在未进程分配内存空间时，再也不是每次都从链首开始查找，而是从上次找到的空闲分区的下一个空闲分区开始查找，直至找到一个能知足要求的空闲分区，从中划分出一块与请求大小相等的内存空间分配给做业。进行空闲分区分配时，会采用循环查找方式，即若是最后一个（链尾）空闲分区的大小仍不能知足要求，则返回第一个空闲分区。该算法能使内存中的空闲分区分布得更加均匀，从而减小了查找空闲分区时的开销，可是会缺少大的空闲分区。
3. 最佳适应算法（Best Fit）
该算法老是能把知足要求、又是最小的康县分区分配给做业，避免大材小用，为了加速寻找，该算法要求把全部的空闲分区按其容量以从小到大的顺序造成一个空闲分区链，这样，第一次就能找到知足要求的空闲区，必然是最佳的，孤立地看，最佳适应算法彷佛是最佳的，然而宏观上却不必定，由于每次分配后所切割下来的剩余部分老是最小的，会留下不少难以使用的小空闲区。
4. 快速适应算法（Quick Fit）
该算法又称为分类搜索法，是将空闲分区容量大小进行分类，对于每一类具备相同容量的全部空闲分区，单独设立一个空闲分区链表，这些，系统中存在多个空闲分区链表，同时在内存中设立一张管理索引表，该表的每一项对应了一种空闲分区类型，并记录了该类型空闲分区链表表头的指针。该算法的优势是查找效率高，仅需根据进程的长度，寻找到能容纳它的最小空闲区链表，并取下第一块进行分配便可。该算法在进行空闲分区分配时，不会对任何分区产生分割，因此能保留大的分区，知足对大空间的需求，也不会产生内存碎片。可是在分区归还主存时算法复杂，系统开销大。
③ 分区分配操做，在动态分区分配存储管理中，主要的操做是分配内存和回收内存。
1. 分配内存
系统利用某种分配算法，从空闲分区链（表）中找到所需大小的分区，其流程图以下
说明：size表示事先规定的再也不切割的剩余分区的大小。空闲分区表示为m.size，请求分区的大小为u.size。
2. 回收内存
当进程运行完毕释放内存时，系统根据回收区的首址，从空闲区链（表）中找到相应的插入点，此时会出现以下四种状况之一：回收分区与插入点的前一个空闲区F1相邻接，此时将回收区与插入点的前一分区合并，没必要为回收区分配新表项，只须要修改前一分区F1的大小。回收分区与插入点的后以空闲分区F2相邻接，此时将两分区合并，造成新的空闲分区，用回收区的首址做为新空闲区的首址，大小为二者之和。回收区同时与插入点的前、后两个分区邻接，此时将三个分区合并，使用F1的表项和F1的首址，取消F2的表项，大小为三者之和。回收区既不与F1邻接，也不与F2邻接，这时为回收区单独创建一个新表项，填写回收区的首址和大小，并根据其首址插入到空闲链中的适当位置。
4.4 伙伴系统
伙伴系统规定，不管已分配分区仍是空闲分区，其大小均为2的k次幂，k为整数，1<= k <= m，其中，2^1表示分配的最小分区的大小，2^m表示分配的最大分区的大小，一般2^m是整个可分配内存的大小。假设系统开始时的初始容量为2^m个字，因为不断切分，可能会造成若干个不连续的空闲分区，将这些空闲分区根据分区的大小进行分类，对于每一类具备相同大小的全部空闲分区，单独设立一个空闲分区双向链表。这样，不一样大小的空闲分区造成了k个空闲分区链表。
当须要为进程分配一个长度为n的存储空间时，首先计算一个i值，使2^i-1 < n <= 2^i，而后，在空闲分区大小为2^i的空闲分区链表中查找，若找到，即把该空闲分区分配给进程，不然，代表2^i的空闲分区已经耗尽，在大小为2^i+1的空闲分区链表中查找，若存在，则将该空闲分区分为两个大小为2^i的分区，一个用于分配，一个加入到大小为2^i的空闲分区链表中，若仍是不存在，则继续在大小为2^i+2的空闲分区链表中查找，若存在，则将空闲分区进行两次分割，一次分割为两个大小为2^i+1的空闲分区，一个加入到大小为2^i+1的空闲分区链表中，另一个继续进行分割，分红两个大小2^i的空闲块，一个用于分配，另一个加入到大小为2^i的空闲分区链表中，以此类推。在最坏的状况下，可能须要对2^k的空闲分区进行k此分割才能获得所需分区。
当回收空闲分区时，也须要通过屡次合并，如回收大小为2^i的空闲分区时，若事先已经存在2^i的空闲分区，则应将其与伙伴分区合并为一个大小为2^i+1的空闲分区，若事先已存在2^i+1的空闲分区，则再次进行合并，合并为2^i+2的分区，以此类推。
4.5 可重定位分区分配
在连续分配方式中，必须把一个系统或用户程序装入一连续的内存空间，若果在系统中只有若干个小的分区，即便他们容量总和大于要装入的程序，但因为这些分区不相邻接，也没法把该程序装入内存。若想装入，则将内存中的全部做业进行移动，使他们所有相邻接，这样，便可把原来分散的多个小分区拼接成一个大分区，这时，就能够把做业装入该区。通过紧凑后的某些用户程序在内存中的位置发生了变化，此时若不对程序和数据的地址加以修改（变换），则程序必将没法执行，为此，在每次紧凑以后，都必须对移动了的数据和程序进行重定向。
在动态运行时装入的方式中，做业装入内存后的全部地址都仍然是相对地址，将相对地址转化为物理地址的工做，退推迟到程序指令要真正执行时进行。为了是地址变换不影响指令的执行速度，在系统中增设了一个重定位寄存器，用它来存放程序（数据）在内存中的起始地址。在程序执行时，真正访问的内存地址是相对地址与重定位寄存器中的地址相加而造成的。该动做是随着对每条指令或数据的访问自动进行的，故称为动态重定位，当系统对内存进行了紧凑而使若干程序在内存中移动时，不须要对程序作任何修改，只要用该程序在内存的新起始地址去置换原来的起始地址便可。
动态重定位分区分配算法与动态分区分配算法基本上相同，差异仅在于：在这种分配算法中，增长了紧凑功能，一般，在找不到足够大的空闲分区来知足用户需求时进行紧凑。
4.6 对换
在多道程序环境下，一方面，在内存中的某些进程因为某事件还没有发生而被阻塞运行，但它却占用了大量的内存空间，甚至有时可能出如今内存中全部进程都被阻塞而迫使CPU中止下来等待的状况，另外一方面，却有不少做业在外存上等待，因无内存而没法进入内存运行的状况，这是对系统资源的浪费，为了解决这个问题，增设了对换设施，对换是把内存中暂时不能运行的进程或者暂时不用的程序和数据调出到外存上，以便腾出足够的内存空间，再把已具有运行条件的进程或者进程所须要的程序和数据调入内存。对换是提升内存利用率的有效措施。若是对换的单位是进程，便称为总体对换或进程对换，为了实现进程对换，系统必须实现对换空间的管理、进程的换出、进程的换入。
① 对换空间的管理，在具备对换功能的OS中，一般把外存分为文件区和对换区，前者用于存放文件，后者用于存放从内存换出的进程。因为文件一般是较长久的驻留在外存上，文件区的管理主要目标是提升存储空间的利用率，采起离散分配方式，进程一般在对换区中驻留的时间较短暂，对换操做较频繁，故对对换空间管理的主要目标是提升进程换入和换出的速度，采起的是连续分配的方式，较少考虑外存中的碎片问题。
② 进程的换出，每当进程因为建立子进程而须要更多的内存空间，但又无足够的内存空间状况时，系统应将某进程换出，首先，系统首先选择处于阻塞状态且优先级最低的进程做为换出进程，而后启动磁盘，将该进程的程序和数据传送到磁盘的对换区上，若传送过程没有错误，则可回收该进程所占用的内存空间，并对该进程的进程控制块作相应的修改。
③ 进程的换入，系统定时地查看全部进程的状态，从中找出就绪状态但已换出的进程，将其中换出时间最久的进程做为换入进程，将其换入，直至无换入的进程或无可换出的进程为止。
5、基本分页存储管理方式
连续分配方式会造成不少碎片，为之进行紧凑操做的开销很是大，若是容许一个进程直接分散地装入到许多不相邻接的分区中，则无须进行紧凑操做，基于这一思想产生了离散分配方式，若是离散分配的基本单位是页，则称为分页存储管理方式，若为段，则为分段存储管理方式。
5.1 页面与页表
分页存储管理是将一个进程的逻辑地址空间分红若干个大小相等的片，称为页面或页，并为各页进行编号，从0开始。相应地，把内存空间分红与页面相同大小的若干个存储块，称为（物理）块或者页框，也一样为它们编号，如0#块，1#块等。在未进程分配内存时，以块为单位将进程的若干个页分别装入到多个能够不相邻接的物理块中，因为进程的最后一页常常装不满一块而造成不可利用的碎片，称之为页内碎片。
在分页系统中的页面其大小应适中，页面若太大，一方面能够是内存碎片减小，有利于提供内存利用率，可是，每个进程占用的页面较多，致使页表过长，占用太多内存，会下降页面换进换出的效率。页面若太大，可减小页表的长度，提供页面换进换出的速度，可是，内存碎片会增大，因此，也页面大小应适中，一般为512B~8K
分页地址中的地址结构以下
说明：前一部分为页号P，后一部分为位移量W（或称为页内地址），总共32位，其中0~11位为页内地址，每页大小4KB，12~31位为页号，地址空间最多容许1M页。
为了可以保证在内存中找到每一个页面所对应的物理块，系统为每一个进程创建了一张页面映射表，简称为页表。页表项纪录了相应页在内存中对应的物理块号，在配置了页表后，进程执行时，经过查找该表，便可找到每页在内存中的物理块号，页表实现了从页号到物理块号的地址映像。
即便在简单的分页系统中，也常在页表的表项中设置一存取控制字段，用于对该存储块中的内存加以保护，当存取控制字段仅有一位时，可用来规定该存储块中的内存时容许读/写，仍是只读；若存取控制字段为二位，则可规定为读/写、只读、只执行等存取方式。
5.2 地址变换机构
为了可以将用户地址空间中的逻辑地址变换为内存空间中的物理地址，在系统中必须设置地址变换机构，该机构的基本任务是实现从逻辑地址到物理地址的转换，因为页内地址与物里块内的地址一一对应，无须再进行转换，所以，地址变换机构的任务实际上只是将逻辑地址中的页号转换为内存中的物理块号。又由于页面映射表的的做用就是用于实现从页号到物理块号的变换，所以，地址变换任务是借助页表来完成的。
页表的功能能够由一组专门的寄存器来实现，一个页表项用一个寄存器，因为寄存器具备较高的访问速度，于是有利于提升地址变换的速度，但成本较高，且页表项通常会不少，都使用寄存器实现不太现实，所以，页表大多驻留在内存。在系统中只设置一个页表寄存器PTR(Page-Table Register)，用于存放页表在内存的始址和页表的长度，平时，进程执行时，页表的始址和页表长度存放在本进程的PCB中，当调度程序调度到某进程时，将这两个数据装入页表寄存器，所以，在单处理机环境下，虽然系统中能够运行多个进程，但只须要一个页表寄存器。
当进程要访问某个逻辑地址中的数据时，分页地址变换机构会自动地将有效地址（相对地址）分为页号和页内地址两部分，再以页号为索引去检索页表，查找操做由硬件执行，在执行检索前，先将页号与页表长度进行比较，若页号大于或等于页表长度，则表示本次访问的地址超越了进程的地址空间，这一错误将被系统发现并产生一个地址越界中断。若未出现错误，则将页表始址加上页号与页表项长度的乘积，便获得该表项在页表中的位置，因而可从中获得该页的物理块号，将之装入物理地址寄存器，与此同时，再将有效地址寄存器中的页内地址送入物理地址寄存器的块内地址字段中，这样，便完成了逻辑地址到物理地址的转换。
上述操做中，每次存取一个数据时，都会访问内存两次，第一次是访问内存中的页表，从中找到指定页的物理块号，再将块号与页内偏移量W拼接，以造成物理地址，第二次访问时，才是从第一次所得的地址中得到所需数据，所以，这种方式会使计算机的处理速度下降一半，为了提升地址变换速度，能够在地址变换机构中增设一个具备并行查询能力的特殊高速缓冲寄存器，又称为联想寄存器或快表，用以存放当前访问的那些页表项。
此时的变换过程以下，在CPU给出有效地址后（逻辑地址），由地址变换机构自动的将页号P送入高速缓冲寄存器，并将此页号与高速缓存中的全部页号进行比较，若其中有与之相匹配的页号，便表示所要访问的页表项在快表中，因而，能够直接从快表中读出该页所对应的物理块号，并送到物理地址寄存器中，如在快表中没有找到，则还须要再访问内存中的页表，找到后，把从页表项读出的物理块好送入地址寄存器，同时，再将此页表项存入快表的寄一个寄存器单元，即修改快表，若是快表已满，则OS须要找到一个老的且已被认为再也不须要的页表项，将它换出。
5.3 两级和多级页表
现代计算机系统中，能够支持很是大的逻辑地址空间（2^32~2^64），这样，页表就变得很是大，要占用很是大的内存空间，如，具备32位逻辑地址空间的分页系统，规定页面大小为4KB，则在每一个进程页表中的页表项可达1M(2^20)个，又由于每一个页表项占用一个字节，故每一个进程仅仅页表就要占用1MB的内存空间，并且要求连续，这显然是不现实的，能够经过以下两个方法解决该问题。
① 采用离散分配方式来解决难以找到一块连续的大内存空间的问题。
② 只将当前须要的部分页表项调入内存，其他页表项仍驻留在磁盘上，须要时再调入。
对于要求连续的内存空间来存放页表的问题，可利用将页表进行分页，并离散地将各个页面分别存放在不一样的物理块中的办法来解决，一样的，也要为离散分配在页表再创建一张页表，称为外层页表。在每一个页表项中记录了页表页面的物理块号，以32位逻辑地址空间为例进行说明。
说明：外层页号P1为10位，能够表示1024个物理块，外层页表中的外层也内地址P2为10位，能够表示1024个物理块，页内地址为12位，表示页面大小为4K。
说明：在页表的每个表项中存放的是进程的某页在内存中的物理块号，如第0页的0页存放1#物理块，第1页存放4#物理块，而在外层页表的每一个页表项中，所存放的是某页表分页的首址，如第0页页表存放在1011#物理块中，第1页页表存放在1078#物理块中。
为了实现地址变换，在地址变换机构中须要增设一个外层页表寄存器，用于存放外层页表的始址，并利用逻辑地址中的外层页号，做为外层页表的索引，从中找到指定页表分页的始址，在利用P2做为指定页表分页的索引，找到指定的页表项，其中即含有该页在内存的物理块号，用该块号和页内地址d便可构成访问的内存物理地址。
将页表施行离散分配的方法，虽然解决了对大页表无需大片存储空间的问题，可是并未解决用较少的内存空间去存放大页表的问题，换言之，只用离散分配空间的办法并未减小页表所占用的内存空间，解决办法是把当前须要的一批页表项调入内存，之后再根据须要陆续调入。在采用两级页表结构的状况下，对于正在运行的进程，必须将其外层页表调入内存，而对页表则只须要调入一页或者几页，为了表征某页的页表是否已经调入内存，还应在外层页表项中增设一个状态位S，其值若为0，表示该页表分页还没有调入内存，不然，说明已经在内存，进程运行时，地址变换机构根据逻辑地址P1，去查找外层页表，若所找到的页表项中的状态位为0，则产生一中断信号，请求OS将该页表分页调入内存。
对于64位的机器而言，采用两级页表已经不太合适，若是页面大小仍采用4KB，那么剩下52位，若仍是按照物理块的大小（2^12位）来划分页表，每一个页表项4B，故一页中可存放2^10个页表项，则将余下的42位用于外层页号，此时，外层页表中可能有4096G个页表项，要占用16384GB的连续内存空间，显然是不行的。必须采用多级页表，即将外层页表再进行分页。若计算机的虚拟地址空间大小为2^64，页面大小为4KB，页表项为4B，则最少页表的级数为6级，首先总的页面个数为2^52（64 - 12），其次，每一个物理块能装入的页表项为4KB/4B = 2^10个，10 * 6 > 52，即最少须要6级。
6、基本分段存储管理方式
从固定分区到动态分区分配，再到分页存储管理方式，其主要动力为提升内存利用率，引入分段存储管理的目的在于知足用户在编程和使用上多方面的要求。如
① 方便编程，用户能够把本身的做业按照逻辑关系划分为若干段，每一个段都是从0开始编址，并有本身的名字和长度。
② 信息共享，在实现对程序和数据的共享时，是以信息的逻辑单位为基础的，好比共享某个函数。
③ 信息保护，信息保护一样是对信息的逻辑单位进行保护。
④ 动态增加，在实际应用中，数据段在使用过程当中每每会不断增加，而实现没法确切知道数据段会增加到多大，分段能够较好的解决这个问题。
⑤ 动态连接，再运行时，先将主程序所对应的目标程序装入内存并启动运行，当运行过程当中有须要调用某段时，才将该段调入内存并进行连接。
6.1 分段系统的基本原理
在分段管理中，做业的地址空间被划分为若干个段，每一个段定义了一组逻辑信息，若有主程序段MAIN，子程序段X，数据段D及栈段S，每一个段都有本身的名字，每一个段从0开始编址，并采用一段连续的地址空间，段的长度由相应的逻辑信息组的长度决定，于是各段长度不等，整个做业的地址空间因为是分红多个段，于是是二维的，即其逻辑地址由段号和段内地址构成。
说明：一个做业容许最长有64K个段，每一个段的最大长度为64KB。
在分段式存储管理系统中，为每一个分段分配一个连续的分区，而进程中的各个段能够离散地移入内存中不一样的分区，为了使程序正常运行，可以物理内存中找出每一个逻辑段所对应的位置，应该为每一个进程创建一张段映射表，称为段表，每一个段在表中有一个表项，其中记录了该段在内存中的起始地址和段的长度。段表能够存放在一组寄存器中，这样有利于提升地址转换速度，但一般将段表放在内存中。段表用于实现从逻辑段到物理内存区的映射。
为了实现从进程的逻辑地址到物理地址的变换功能，在系统中设置了段表寄存器，用于存放段表始址和段表TL，在进行地址变换时，系统将逻辑地址中的段号与段表长度TL进行比较，若S>TL，表示段号太大，访问越界，产生越界中断信号，若未越界，则根据段表的始址和该段的段号，计算该段对应段表项的位置，从中读出该段在内存中的起始地址，而后，再检查段内地址d是否超过该段的段长SL，若超过，一样发出越界中断信号，若为越界，则将该段的基址与段内地址d相加，即获得要访问的内存物理地址。
每次访问一个数据时（需给出段号和段内地址），也须要访问两次内存，第一次根据段号得到基址，第二次根据基址与段内地址之和访问真实数据的物理地址。这下降了计算机的速率，也能够增设一个联想存储器，用来保存最近经常使用的段表项，用来加速存取数据的时间。
能够看到，分页与分段存在很大的类似性，如都采用离散分配方式，都须要经过地址映射机构实现地址变换，但二者的主要区别以下。
① 页是信息的物理单位，分页是为实现离散分配方式，以消减内存的外零头，提升内存的利用率，或者说，分页仅仅是因为系统管理的须要而不是用户的须要，段则是信息的逻辑单位，它含有一组意义相对完整的信息，分段的目的是为了能更好地知足用户的须要。
② 页的大小固定且由系统决定，由系统把逻辑地址划分为页号和页内地址两部分，是由机器硬件实现的，一个系统中，只存在一种大小的页面，段的长度则不固定，决定于用户所编写的程序，一般由编译程序在对源程序进行编译时，根据信息的性质来划分。
③ 分页的做业的地址空间是一维的，即单一的线性的地址空间，程序员只利用一个记忆符便可表示一个地址，而分段的做业地址空间是二维的，程序员在标识一个地址是，须要给出段名和段内地址。
6.2 段页式存储管理方式
分页系统可以有效的提升内存利用率（可是会存在页内碎片），分段系统则可以很好地知足用户须要。若能将两种方式结合起来，既具备分段系统的便于实现、分段可共享、易于保护、可动态连接等优势，又能像分页系统那样很好地解决内存的外部碎片问题，基于此，提出了段页式系统。
段页式系统先将用户程序分红若干个段，再把段分为若干个页，并为每个段赋予一个段名。段页式系统中，地址结构由段号、段内页号、页内地址三部分构成。
在段页式系统中，为了便于实现地址转换，须配置一个段表寄存器，其中存放段表始址和段表长TL，进行地址变换时，首先利用段号S，将它与段表长TL进行比较，若S<TL，表示未越界，因而利用段表始址和段号来求出该段所对应的段表项在段表中的位置，从中获得该段的页表始址，并利用逻辑地址中的段内页号P来得到对应页的页表项位置，从中读出该页所在的物理块号b，再利用b和页内地址构成物理地址。
在段页式系统中，为了得到一条指令或数据，须要访问内存三次，第一次访问时访问内存中的段表，从中取得页表始址，第二次访问是访问内存中的页表，从中取出该页所在的物理块号，并将该块号与页内地址一块儿造成指令或数据的物理地址，第三次访问才是真正的从第二次访问所得的地址中，取出指令或数据。一样，也能够增设高速缓冲寄存器用于加快访问速度。
7、虚拟存储器的基本概念
前面所介绍的存储器管理方式都有一个共同的特色，即他们都要求将一个做业所有装入内存后方能运行，因而，出现了下面两种状况
① 有的做业很大，其所要求的内存空间超过了内存总容量，做业不能所有被装入内存，导致该做业没法运行。
② 作大量做业要求运行，但因为内存容量不足以容纳全部这些做业，只能将少数做业装入内存让他们先运行，而将其余大量做业留在外存上等待。
为了解决上述问题，能够增长物理内存，可是其不太现实，另外是从逻辑上扩充内存容量。
基于程序的局部性原理（时间局限性和空闲局限性），程序在运行以前，没有必要所有装入内存，仅需将那些当前要运行的少数页面或段先装入内存即可运行。其他部分暂留在磁盘上，程序运行时，若是它所要访问的页（段）已经调入内存，即可继续执行下去，但若是程序所要访问的页（段）还没有调入内存（缺页或缺段），此时程序应利用OS的请求调页（段）功能，将它们调入内存，以使进程继续执行下去。若是此时内存已满，没法再装入新的页（段），则还需利用页（段）的置换功能，将内存中暂时不用的页（段）调至磁盘上，再将要访问的页（段）调入内存，使程序继续执行。这样，可使很大的用户程序在较小的内存空间中运行。从用户的调入看，该系统具备很大的内存容量，可是，用户看到的大容量只是一种感受，这种存储器被称为虚拟存储器。所谓虚拟存储器，是指具备请求调入功能和置换功能，能从逻辑上对内存容量加以扩充的一种存储器系统，其逻辑容量由内存容量和外存容量之和决定，其运行速度接近内存，成本接近外存。
7.1 虚拟存储器的实现方法
在虚拟存储器中，容许将一个做业分屡次调入内存，其创建在离散分配的存储管理方式上。
① 请求分页系统，在分页系统的基础上，增长了请求调页功能和页面置换功能所造成的页式虚拟存储系统，其容许只装入少许页面的程序（数据），便启动运行，之后，再经过调页功能及页面置换功能，陆续地把要运行的页面调入内存，同时把暂时不用的页面换出到外存，置换是以页面为单位。其须要必要的硬件和软件支持。硬件有请求分页的页表机制（它是在纯分页的页表机制上增长若干项而造成的，做为请求分页的数据结构）、缺页中断机构（每当用户程序要访问的页面还没有调入内存时，便产生一缺页中断，请求OS将所缺的页调入内存）、地址变换机构（在纯分页的基础上发展造成）。软件有用于实现调页的软件和实现页面置换的软件。
② 请求分段系统，在分段系统的基础上，增长了请求调段功能和分段置换功能所造成的段式虚拟存储系统。其容许只装入少许段的用户程序和数据，便可启动运行，之后再经过调段功能和段的置换功能将咱不运行的段调出，同时调入即将运行的段，置换是以段为单位。其须要必要的硬件和软件支持，硬件有请求分段的段表机制（它是在纯分页的段表机制上增长若干项而造成的，做为请求分段的数据结构）、缺段中断机构（每当用户程序要访问的段还没有调入内存时，便产生一缺段中断，请求OS将所缺的段调入内存）、地址变换机构（在纯分段的基础上发展造成）。软件有用于实现调页的软件和实现页面置换的软件。
7.2 虚拟存储器的特征
① 屡次性，一个做业会被分红屡次调入内存运行，屡次性是虚拟存储器最重要的特征。
② 对换性，容许在做业的运行过程当中进行换进、换出。换进换出可以有效地提升内存利用率。
③ 虚拟性，使用户所看到的内存容量远大于实际内存容量。
虚拟性是以屡次性和对换性为基础的，仅当系统容许将做业分屡次调入内存，并可以将内存中暂时不运行的程序和数据换至磁盘上时，才有可能实现虚拟存储器，而屡次性和对换性有必须创建在离散分配的基础上。
8、请求分页存储管理方式
请求分页是创建在分页基础上的，增长了请求调页功能和页面置换功能。
8.1 请求分页中的硬件支持
① 页表机制，其基本做用仍然是将用户地址空间中的逻辑地址变换为内存空间中的物理地址，因为只将应用程序的一部分调入内存，还有一部分仍在盘上，故须要再页表中再增长若干项，供程序（数据）在换进、换出时参考，请求分页系统中的页表项以下
说明：状态位P，用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考；访问字段A，用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本页最近已有多长时间未被访问，供选择换出页面时参考；修改位M，表示该页在调入内存后是否被修改过，因为内存的每一页在外存上保留有一个副本，所以，若未被修改，则在置换时就不须要再将该页写回到外存上，若被修改，则必须重写到外存上，M位供置换页面时参考；外存地址，指出该页在外存上的地址，一般是物理块号，供调入该页时参考。
② 缺页中断机构，当要访问的页面不在内存时，产生一个缺页中断，请求OS将缺的页面调入内存，缺页做为中断，也须要通过保护CPU现场、分析中断缘由、转入中断处理程序进行处理、恢复CPU环境等。可是，其与通常中断相比有一些不一样，主要在于：在指令执行期间产生和处理中断信号（一般CPU都是在一条指令执行完后，才检查是否有中断请求到达，如有，则响应，不然，继续执行下一条指令，然而，缺页中断是在指令执行期间，发现所要访问的指令或数据再也不内存时所产生和处理的），一条指令在执行期间，可能产生屡次缺页中断。
③ 地址变换机构，在分页系统地址变换基础上，为实现存储器而增长的某些功能而造成。如产生和处理缺页中断，以及从内存中换出一页功能等。
8.2 内存分配策略和分配算法
在为进程分配内存时，涉及到以下三个问题：最小物理块数的肯定、物理块的分配策略、物理块的分配算法。
① 最小物理块数的肯定，指可以保证进程正常运行所需的最小物理块数，当系统为进程分配的物理块数小于此值时，进程将没法运行。进程应得到的最少物理块数与计算机的硬件结构有关，取决于指令的格式、功能、寻址方式。
② 物理块的分配策略，在请求分页系统中，可采起两种内存分配策略，固定和可变分配策略，在进行置换时，也可采用全局置换和局部置换，可组合出以下三种适用的策略。固定分配局部置换（为每一个进程分配必定数目的物理块，整个运行期再也不改变，若是进程在运行中发现缺页，则只能从该进程在内存的n个页面中选出一页换出，而后再调入一页，以保证分配给该进程的内存空间不变，若开始为进程分配的物理块数太少，则会频繁缺页，下降系统吞吐量，若太多，则使内存中驻留的进程数目减小，进而形成CPU空闲或其余资源空闲的状况），可变分配全局置换（先为系统中的每一个进程分配必定数目的物理块，而OS自身也保持一个空闲物理块队列，当某进程发现缺页时，由系统从空闲物理块队列中取出一个物理块分配给该进程，并将欲调入的缺页装入其中，仅当空闲物理队列的物理块用完时，OS才能从内存中选择一页调出，该页多是系统中任一进程的页，这样，会是那个进程的物理块减小，进而使缺页率增长），可变分配局部置换（为每一个进程分配必定数目的物理块，当进程缺页时，只容许从该进程在内存中的页面中选出一页换出，这样不会影响其余进程的运行，若是该进程频繁发生缺页，则系统须要再为该进程分配若干附加的物理块，直至该进程的缺页率减小到适当程度为止，反之，若一个进程正在运行过程当中的缺页率特别低，则此时可适当减小分配给该进程的物理块数，但不该该引发缺页率明显增长）。
③ 物理块分配算法，可采用平均分配算法（将系统中全部可供分配的物理块平均分配给各个进程）、按比例分配（根据进程的大小按比例分配物理块）、考虑优先权的分配算法（将重要的，紧迫的做业分配较多的内存空间，可将系统的物理块分红两部分，一部分按比例分配给各进程，另外一部分则根据进程的优先权适当地增长相应份额后，分配给进程）
9、页面置换算法
在进程运行过程当中，若其所要访问的页面不在内存而需把它们调入内存，但内存已五空闲空间时，为了保证该进程能正常运行，系统必须从内存中调出一页程序或数据送磁盘的对换区中，但应将哪一个页面调出，必须根据必定的算法来肯定，一般，把选择换出页面的算法称为页面置换算法，置换算法的好坏，直接影响到系统的性能。一个好的页面置换算法，应该具备较低的页面更换频率。
9.1 最佳置换算法
是一种理论上的算法，所选择的被淘汰页面将是之后用不使用的，或者是在最长时间内再也不被访问的，采用最佳置换算法，能够保证得到最低的缺页率，因为没法预知一个进程在内存的若干个页面中，哪一个页面是将来最长时间内再也不被访问的，于是该算法没法实现，但能够以此评价其余算法。假设系统为某进程分配了三个物理块，并考虑以下的页面号引用串：7， 0 ，1， 2， 0， 3， 0， 4， 2， 3， 0， 3， 2， 1， 2， 0， 1， 7， 0， 1。在进程运行后的置换以下图。
采用最佳置换算法发生了6次页面置换。
9.2 先进先出页面（FIFO）置换算法
该算法老是淘汰最早进入内存的页面，即选择在内存中驻留时间最久的页面予以淘汰，该算法实现简单，只须要把一个进程已调入内存的页面，按照前后次序连接成一个队列，并设置一个指针，称为替换指针，使之指向最老的页面，但该算法与进程实际运行的规律不相适应，由于在进程中，有些页面常常被访问，FIFO算法并不能保证这些页面不被淘汰。
使用FIFO算法时进行了12次页面置换。
9.3 最近最久未使用（LRU）置换算法
该算法根据页面调入内存后的使用状况来进行决策，因为没法预测各页面未来的使用状况，LRU只能使用最近的过去代替最近的未来，所以，LRU置换算法是选择最近最久未使用的页面予以淘汰。该算法赋予每一个页面一个访问字段，用来记录一个页面自上次访问以来所经历的时间t，当须要淘汰一个页面时，选择现有页面中其t值最大的，即最近最久未使用的页面予以淘汰。
使用LRU算法时进行了9次页面置换。
9.4 Clock置换算法
为每一页设置一位访问位，再将内存中的全部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，置换算法在选择一页淘汰时，只须要检查页的访问位，若是是0，就选择该页换出；若为1，则从新置为0，暂不换出，给该页第二次驻留内存的机会，再按照FIFO算法检查下一页面。当检查到队列中的最后一个页面时，若其访问位仍然是1，则再返回到队首去检查第一个页面，该算法只有一位访问位，只能用它表示该页是否已经使用过，而置换时是将未使用过的页面置换出去，故又把该算法称为最近未用算法NRU(Not Recently Used)
在将一个页面换出时，若是该页已经被修改过，便须要将该页从新写回到磁盘上，但若是没有被修改过，则没必要将它拷回磁盘，在改进的Clock算法中，增长了一个置换代价的因素，这样，选择页面换出时，既要是未使用过的页面，又是要未被修改过的页面，把同时知足这两个条件的页面做为首选淘汰页面。由访问位A和修改位M能够组合以下四种类型的页面
① （A = 0, M = 0），表示该页最近既未被访问，又未被修改，是最佳淘汰页面。
② （A = 0, M = 1），表示该页最近未被访问，但已被修改，并非很好的淘汰页面。
③ （A = 1, M = 0），表示该页最近已被访问，但未被修改，该页可能被再次访问。
④ （A = 1, M = 1），表示该页最近已被访问且被修改，该页可能再被访问。
对于置换而言，执行以下几步。
① 从指针所指示的当前位置开始，扫描循环队列，寻找A = 0 且 M = 0的第一类页面，将所遇到的第一个页面做为所选中的淘汰页，在第一次扫描期间不改变访问位A。
② 若是第一步失败，即查找一周后未遇到第一类页面，则开始第二轮扫描，寻找A = 0 且 M = 1的第二类页面，将所遇到的第一个这类页面做为淘汰页。在第二轮扫描期间，将全部扫描过的页面的访问位置为0。
③ 若是第二步也失败，即未找到第二类页面，则将指针返回到开始位置，并将全部的访问位复为0，而后重复第一步，若是仍然失败，则重复第二步，则必定可以找到被淘汰的页。
10、请求分段存储管理方式
只需先调入若干个分段即可启动运行，当所访问的段不在内存中时，可请求OS将所缺的段调入内存。也一样须要硬件的支持。
10.1 请求分段中的硬件支持
为了快速完成请求分段功能，须要支持的硬件有段表机制、缺段中断机制、地址变换机构。
① 段表机制，因为只有一部分段装入内存，其他段仍留在外存上，须要再段表中增长若干项，以供程序调进、调出时参考。
说明：各字段意义以下存取方式（用于标识本分段的存取属性是只执行、只读、仍是容许读/写），访问字段A（用于记录该段被访问的频繁程度），修改位M（表示该页在进入内存后是否已被修改过，供置换时参考），存在位P（表示本段是否已调入内存，供程序访问时参考），增补位（用于表示本段在运行过程当中是否作过动态增加），外存始址（本段在外存中的起始地址，即起始盘块号）。
② 缺页中断机构，进程运行时发现所需的段还没有调入内存，便由缺段中断机构产生一个缺段中断信号，进入OS后由缺段中断处理程序将所须要的段调入内存。须要在一条指令的执行期间，产生和处理中断，以及一条指令执行期间，可能会产生屡次缺段中断。
③ 地址变换机构，其在分段系统地址变换机构基础上造成，增长了缺段中断的请求和处理功能。
11、总结
通过本篇博客，明白了OS如何对存储器进行高效管理，其中有不少细节直接咱们去好好思考，也谢谢各位园友的观看~