操作系统（五）——内存管理

一、内存管理

（一）内存的基础知识

内存管理是操作系统设计中最重要和最复杂的内容之一。计算机硬件一直在发展，内容容量也在不断增长，但是仍然不可能将所有用户进程和系统所需要的全部程序和数据全部放入主存中，所以操作系统必须将内存空间进行合理的划分和有效的动态分配。操作系统对内存的划分和动态分配，就是内存管理的概念。

有效的内存管理在多道程序设计中非常重要，不仅方便用户使用存储器、提高内存利用率，还可以通过虚拟技术从逻辑上扩充存储器。

（二）内存管理的概念

内存管理的功能有：

· 内存空间的分配与回收，包括内存的分配和共享。

· 地址转换，把逻辑地址转换成相应的物理地址。

· 内存空间的扩充，利用虚拟技术或自动覆盖技术，从逻辑上扩充内存。

· 存储保护，保证各道作业在各自存储空间内运行，互不干扰。

在进行具体的内存管理之前，需要了解进程运行的基本原理和要求。

创建进程首先要将程序和数据装入内存。将用户原程序变成可在内存中执行的程序，通常需要以下几个步骤。

· 编译，由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块。

· 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，形成完整的装入模块。

· 装入，由装入程序将装入模块装入内存。

程序的链接有以下三种方式：

· 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链接成一个完整的可执行程序，以后不再拆开。

· 装入时动态链接：将用户源程序编译后所得到的一组目标模块，再装入内存时，采用边装入变链接的方式。

· 运行时动态链接：对某些目标模块的连接，是在程序执行中需要该目标模块时，才对她进行链接。其优点是便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享。

内存的装入模块再装入内存时，同样有以下三种方式：

1）绝对装入。在编译时，如果知道程序将驻留在内存的某个位置，编译程序将产生绝对地址的目标代码。绝对装入程序按照装入模块的地址，将程序和数据装入内存。装入模块被装入内存后，由于程序中的逻辑地址与实际地址完全相同，故不需对程序和数据的地址进行修改。

绝对装入方式只适用于单道程序环境。另外，程序中所使用的绝对地址，可在编译或汇编时给出，也可由程序员直接赋予。

2）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通常都是从0开始，程序中的其他地址都是相对于起始地址的，此时应采用可重定位装入方式。根据内存的当前情况，将装入模块装入到内存的适当位置。装入时对目标程序中指令和数据的修改过程称为重定位，地址变换通常是装入时一次完成，所以成为静态重定位。

其特点是在一个作业装入内存时，必须分配器要求的全部内存空间，如果没有足够的内存，就不能装入，此外一旦作业进入内存后，在整个运行期间，不能在内存中移动，也不能再申请内存空间。

3）动态运行时装入，也成为动态重定位，程序在内存中如果发生移动，就需要采用动态的装入方式。

动态运行时的装入程序在把装入模块装入内存后，并不立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。因此，装入内存后的所有地址均为相对地址，这种方式需要一个重定位寄存器的支持。

其特点是可以将程序分配到不连续的存储区中；在程序运行之前可以只装入它的部分代码即可运行，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。

编译后，一个目标程序所限定的地址范围称为改程序的逻辑地址空间。编译程序在对一个源程序进行编译时，总是从0号单元开始为其分配地址，地址空间中的所有地址都是相对起始地址0的，因而逻辑地址也称为相对地址。用户程序和程序员只需要知道逻辑地址，而内存管理的具体机制则是透明的，这些只有系统编程人员才会涉及。不同进程可以有相同的逻辑地址，因为这些相同的逻辑地址可以映射到主存的不同位置。

物理地址空间实质内存中物理单位的集合，它是地址转换的最终地址，进程在运行时执行指令和访问数据最后都要通过物理地址来存取主存。当装入程序将可执行代码装入内存时，必须通过地址转换将逻辑地址转换成物理地址，这个过程称为地址重定位。

内存分配前，需要保护操作系统不受用户进程的影响，同时保护用户进程不受其他用户进程的影响。通过采用重定位寄存器和界地址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值。每个逻辑地址值必须小于界地址寄存器。内存管理机构动态地将逻辑地址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。

当CPU调度程序选择进程执行时，派遣程序会初始化重定位寄存器和界地址寄存器。每个地址都需要与寄存器进行核对，可以保证操作系统和其他用户程序及数据不被该进程运行所影响。

（三）内存空间的分配与回收

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。它主要包括单一连续分配、固定分区分配和动态分区分配。

内存在此方式下分为系统区和用户区，系统区仅提供给操作系统使用，通常在低地址部分；用户区是为用户提供的除系统外的内存空间。这种方式无需进行内存保护。

这种方式的优点是简单、无外部碎片，可以采用覆盖技术，不需要额外的技术支持。缺点是只能用于单用户、单任务的操作系统中，有内部碎片，存储器的利用率极低。

固定分区分配是最简单的一种多道程序存储管理方式，它将内存用户空间划分为若干个固定大小的区域，每个分区只装入一道作业。当有空闲分区时，便可以再从外存的后备队列中选择适当大小的作业装入该分区。如此循环。

固定分区分配在划分分区时，有两种不同的方法：

l 分区大小相等：用于利用一台计算机去控制多个相同对象的场合。

l 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量的大分区。

为了便于内存分配，通常将分区按大小排队，并为之建立一张分区使用表，其中个表项包括每个分区的起始地址、大小及状态。当有用户程序要装入时，便检索该表，已找到合适的分区给与分配并将其状态置为“已分配“。未找到合适分区则拒绝为该用户程序分配内存。

这种分区方式存在两个问题：一个程序可能太大而放不进任何一个分区中，这是用户不得不使用覆盖技术来使用内存空间；二是主存利用率低，当程序小于固定分区大小时，也占用了一个完整的内存分区空间，这样分区内部有空间浪费。这种现象成为内部碎片。

固定分区可用于多道程序设计最简单的存储分配，但不能实现多进程共享一个主存区，所以存储空间利用率低。固定分区分配很少用于现在通用的计算机，但在某些用于控制多个相同对象的控制系统中仍发挥着一定的作用。

动态分区分配又称为可变分区分配，是一种动态划分内存的分区方法。这种分区方法预先将内存划分，而是在进程装入内存时，根据进程的大小动态的建立分区，并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统中分区的大小和数目是可变的。

动态分区在开始分配时是很好的，但是之后会导致内存中出现许多小的内存块。随着时间的推移，内存中会产生越来越多的碎片，内存的利用率随之下降。这种现象称之为外部碎片现象，指在所有分区外的存储空间会变成越来越多的碎片，这与固定分区中的内部碎片正好相对。克服外部碎片可以通过紧凑技术来解决，就是操作系统不时地对进程进行移动和整理。但是这需要动态定位的支持，且相对费时。紧凑的过程实际上类似于windows系统中的磁盘整理程序，只不过后者是对外存空间的紧凑。

在进程装入或换入主存时。如果内存中有多个足够大的空闲块，操作系统必须确定分配那个内存块给进程使用，这就是动态分区的分配策略。考虑以下几种算法：

1）首次适应算法：空闲分区以地址递增的次序链接。分配内存时顺序查找，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

2）最佳适应算法：空闲分区按容量递增形成分区链，找到第一个能满足要求的空闲分区。

3）最坏适应算法：又称最大适应算法，空闲分区以容量递减次序链接。找到第一个能满足要求的空闲分区，也就是挑选最大的分区。

4）临近适应算法：又称循环首次适应算法，由首次适应算法演变而成。不同之处是分配内存时从此查找结束的位置开始继续查找。

在这几种方法中，首次适应算法不仅是最简单的，而且通常是最好和最快的。在UNIX系统的最初版本中，就是使用首次适应算法为进程分配内存空间，其中使用数组的数据结构（而非链表）来实现。不过，首次适应算法会使得内存的低地址部分出现很多小的空闲分区，而每次分配查找时，都要经过这些分区。

临近适应算法试图解决这一问题，但实际上，它常常会导致在内存的末尾分配空间，分裂成小碎片。它通常比首次适应算法的结果要差。

最佳适应算法虽然称为最佳，但是性能通常很差，因为每次最佳的分配会留下最小的内存块，它会产生最多的碎片。

最坏适应算法与最佳适应算法相反，选择最大的可用块，这看起来最不容易产生碎片，但是却把最大的连续内存划分开，会很快导致没有可用的大的内存块，因此性能非常差。

以上内存分区管理方法有一共同特点，即用户进程在主存中都是连续存放的。

（四）覆盖与交换

覆盖与交换技术是在多道程序环境下用来扩充内存的两种方法。覆盖技术主要用在早期的操作系统中，而交换技术则在现代操作系统中仍具有较强的生命力。

早期的计算机系统中，主存容量很小，虽然主存中仅存放一道用户程序，但是存储空间放不下用户进程的现象也经常发生，这一矛盾可以用覆盖技术来解决。其基本思想是：由于程序运行时并非任何时候都要访问程序和数据的各个部分，因此可以把用户空间分成一个固定区和若干个覆盖区。将经常活跃的部分放在固定区，其余部分按调用关系分段。首先将那些将要访问的段放入覆盖区，其他段放在外存中，在需要调用时，系统再将其调入覆盖区，替换其中原有的段。

交换的基本思想是：把处于等待状态（或在CPU调度原则下被剥夺运行权利）的进程从内存移到辅存（外存），把内存空间腾出来，这一过程又叫换出；把准备好竞争CPU运行的进程从辅存移到内存，这一过程又称为换入。

例如，有一个CPU采用时间片轮转调度算法的多道程序环境。时间片到，内存管理器将刚刚执行过的进程换出，将另一进程换入到刚刚释放的内存空间中。同时，CPU调度器可以将时间片分配给其他已在内存中的进程。每个进程用完时间片都与另一进程交换。理想情况下。内存管理器的交换过程速度足够快，总有进程在内存中可以执行。

有关交换需要注意以下几个问题：

· 交换需要备份存储，通常是快速磁盘。它必须足够大，并且提供对这些内存影响的直接访问。

· 为了有效使用CPU，需要每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。转移时间与所见换的内存空间成正比。

· 如果换出进程，必须确保该进程是完全处于空闲状态。

· 交换空间通常作为磁盘的一整块，且独立与文件系统，因此使用就可能很快。

· 交换通常在有许多进程运行且内存空间吃紧的时候开始启动，而系统负荷降低就暂停。

· 普通的交换使用不多，但交换策略的某些变种在许多系统中仍发挥作用。

交换技术主要是在不同进程之间进行，而覆盖则用于同一个程序中。由于覆盖技术要求给程序段之间的覆盖结构，使得其对用户和程序员不透明，所以对于主存无法存放用户程序的矛盾，现在操作系统是通过虚拟内存技术来解决的，覆盖技术则已成为历史；而交换技术在现代操作系统中仍具有较强的生命力。

（五）页式存储管理（分页存储管理）

非连续分配方式允许一个程序分散的装入不相邻的内存分区中，根据分区的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。

分页存储管理方式中，又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和请求分页存储管理方式。

固定分区会产生内部碎片，动态分区会产生外部碎片，两种技术对内存的利用率都比较低。我们希望内存的使用能尽量避免碎片的产生，这就引出了分页思想：把主存空间划分为大小相等且固定的块，块相对较小，作为主存的基本单位。每个进程也以块为单位进行划分，进程在执行时，以块为单位逐个申请主存中的块空间。

分页是把整个虚拟和物理内存空间切成一段段固定尺寸的大小。这样一个连续并且尺寸固定的内存空间，叫页（Page）。在 Linux 下，每一页的大小为 4KB。

1.页面和页面大小

进程中的块称为页，内存中的块称为页框。外存也以同样单位划分，直接称为块。进程在执行时需要申请主存空间，就是要为每个页面分配主存中的可用页框，这就产生了页和页框的一一对应。

为了方便地址转换，页面大小应是2的整数幂。同时页面大小应当适中。如果页面太小，会是进程的页面数过多，这样页表就过长，占用大量内存，而且也会增加硬件地址转换的开销，降低页面换入换出的效率。页面过大又会是页面碎片过大，降低内存利用率。所以页面的大小应该适中，考虑到空间效率和时间效率。

2.地址结构

分页存储管理的地址结构包含两部分：前一部分为页号，后一部分为页内偏移量W。地址长度为32位，其中0~11为页内地址，即每页大小为4kB；12~31位为页号，地址空间最多允许有220页。

3.页表

为了便于在内存中找到进程的每个页面所对应的物理块，系统为每个进程建立一张页表，记录页面在内存中对应的物理块号，页表一般存放在内存中。

在配置了页表后，进程执行时，通过查找该表，即可找到每页在内存中的物理块号。可见，页表的作用是实现从页号到物理块号的地址映射。

4.基本地址变换机构

地址变换机构是实现逻辑地址到物理地址转换的一组硬件机构。

地址变换机构的任务是将逻辑地址中的页号，转换为内存中物理块号，地址变换是借助于页表实现的。

在系统中通常设置一个页表寄存器PTR，存放页表在内存的初值和页表长度。

逻辑地址到物理地址的变换过程如下：

1地址变换机构自动将有效地址分为页号和页内偏移量两部分，再用页号去检索页表。在执行检索之前，先将页号与页表长度比较，如果页号大于或等于页表长度，则表示地址越界并中断。

2若未越界，则将页表始址与页号和页表项长度的乘积相加，便得到该表项在页表中的位置，于是可从中得到该页的物理块号。

3与此同时，在将有效地址中的页内偏移量送入物理地址寄存器的块内地址字段中。

以上整个地址变换过程均是由硬件自动完成的。

下面讨论分页管理方式存在的两个主要问题：1每次访存操作都需要进行逻辑地址到物理地址的转换，地址转换过程必须足够快，否则访存速度会降低；2每个进程引入了页表，用于存储映射机制，页表不能太大，否则内存利用率会降低。

5.具有快表的地址变换机构

由上面介绍的地址变换过程可知，若页表全部放在内存中，则要存取一个数据或一条指令至少要访问两次内存：一次是访问页表，确定要存取的数据或指令的物理地址，第二次才根据该地址存取数据或指令。显然，这种方法比通常执行指令的速度慢了一半。

为此，在地址变换机构中增设了一个具有并行查找能力的高速缓冲存储器——快表，又称联想寄存器TLB，用以存放当前访问的若干页表项。与此对应，主存中的页表也常称为慢表。

在具有快表的分页机制中，地址的变换过程：

1.CPU给出有效地址后，由硬件进行地址转换，并将页号送入高速缓存寄存器，并将此页号与快表中的所有页号同时进行比较。

2.如果有找到匹配的页号，说明索要访问的页表项在快表中，则可以直接从中读出该页对应的页框号，送到屋里地址寄存器。这样存取数据可以直接一次访存实现。

3.如果没有找到，则需要访问主存中的页表，在读出页表项后，应同时将其存入快表中，以供后面可能的再次访问。但是如果快表已满，就必须按照一定的算法对其中旧的页表项进行替换。注意，有些处理器设计为快表和主存同时查找，如果在快表中匹配成功则终止主存中的查找。

一般快表的命中率可以达到90%，这样，分页带来的速度损失就降到10%。快表的有效性是基于著名的局部性原理。

6.两级（多级）页表

由于引入了分页管理，进程在执行时不需要将所有页调入内存页框中，而只要将保存有映射关系的页表调入内存即可。但是我们仍然需要考虑页表的大小。如果页表太大，肯定是降低了内存利用率的；从另一方面来说，程序所有的页表项也并不需要同时保存在内存中，因为在大多数情况下，映射所需要的页表都再也表的同一个页面中。

我们将页表映射的思想进一步延伸，就可以得到二级分页：将页表的10页空间也进行地址映射，建立上一级页表，所以上一级页表只需要一页就足够。在进程执行时，只需要将这一页上一级页表调入内存即可，进程的页表和进程本身的页面，可以在后面的执行中再调入内存。

（六）段式存储管理（分段存储管理）

1.分段

短时系统按照用户进程中的自然段划分逻辑空间。例如，用户进程由主程序、两个子程序、栈和一段数据组成，于是可以把这个用户进程划分为5个段，每段从0开始编址，并采用一段连续的地址空间（段内要求连续，段间不要求连续），其逻辑地址由两部分组成：段号与段内偏移量，分别记为S、W。

段号为16位，段内偏移量为16位，则一个作业最多可有2^16=65536个段，最大段长64KB。

在页式系统中，逻辑地址的页号和页内偏移量对用户是透明的；但在段式系统中，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，这个工作由编译程序完成。

2.段表（Segment Table）

每个进程都有一张逻辑空间与主存空间映射的段表，其中每一段表项对应进程的一个段，段表项纪录路该段在内存中的起始地址和段的长度。

在配置了段表后，执行中的进程可通过查找段表，找到每个段所对应的内存区。可见，段表用于实现从逻辑端段到物理内存区的映射。

分页和分段的比较

• 对程序员的透明性：分页透明，但是分段需要程序员显式划分每个段。

• 地址空间的维度：分页是一维地址空间，分段是二维的。

• 大小是否可以改变：页的大小不可变，段的大小可以动态改变。

• 出现的原因：分页主要用于实现虚拟内存，从而获得更大的地址空间；分段主要是为了使程序和数据可以被划分为逻辑上独立的地址空间并且有助于共享和保护。

3.地址变换机构

为了实现进程从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长度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比较。若段号>段表长度，表示段号太大，访问越界，于是产生越界中断信号。若未越界，则根据段表的始址和该段的段号，计算出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。然后，在检查段内地址W是否超过该段的段长SL。若超过，同样发出越界中断信号。若未越界，则将该段的基址d与段内地址相加，即可得到要访问的内存物理地址。

（七）段页式内存管理

页式存储管理能有效的提高内存利用率，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。如果将这两种存储管理方法结合起来，就形成了段页式存储管理方式。

在段页式系统中，作业的地址空间首先被分成若干个逻辑段，每段都有自己的段号，然后再将每一段分成若干个大小固定的页。对内存空间的管理仍然和分页存储管理一样，将其分成若干个和页面大小相同的存储块，对内存的分配以存储块为单位。

在段页式系统中，作业的逻辑地址分为三部分：段号、段内页号和页内偏移量。

为了实现地址变换，系统为每个进程建立一张段表，而每个分段有一张页表。段表表项中至少包括段号、页表长度和页表起始地址，页表表项中至少包括页号和块号。此外，系统中还应有一个段表寄存器，指出作业的段表起始地址和段表长度。

在进行地址变换时，首先通过段表查到页表起始地址，然后通过页表找到帧号，最后形成物理地址。进行一次访问实际需要三次访问主存（第一次访问段表，得到页表起始地址；第二次访问页表，得到物理页号；第三次将物理页号与页内位移组合，得到物理地址），这里同样可以使用快表提供加快速度，其关键字由段号、页号组成，值是对应的页帧号和保护码。

二、虚拟内存管理

• 程序所使用的内存地址叫做虚拟内存地址（Virtual Memory Address）

• 实际存在硬件里面的空间地址叫物理内存地址（Physical Memory Address）。

操作系统引入了虚拟内存，进程持有的虚拟地址会通过 CPU 芯片中的内存管理单元（MMU）的映射关系，来转换变成物理地址，然后再通过物理地址访问内存。

（一）虚拟内存的基本概念

上一节所讨论的各种内存管理策略都是为了同时将多个进程保存在内存中以便允许多道程序设计。他们都具有以下两个共同特征：

1）一次性：作业必须一次性全部装入内存后，方可运行。这会导致两种情况发生：1当作业很大，不能全部被装入内存时，将使该作业无法运行；2当大量作业要求运行时，由于内存不足以容纳所有作业，只能使少数作业先运行，导致系统难以运行多道程序。

2）驻留性：作业被装入内存后，就一直驻留在内存中，其任何部分都不会被换出，直至作业运行结束。运行中的进程，会因等待IO而被阻塞，可能处于长期等待状态。

由上分析可知，许多在程序运行中不用或暂时不用的程序（数据）占据了大量的内存空间，而一些需要运行的作业又无法装入运行，显然浪费了宝贵的内存空间。

要真正理解虚拟内存技术的思想，首先必须了解计算机中著名的局部性原理。著名的Bill Joy说过：“在研究所的时候， 我经常开玩笑的说高速缓存是计算机科学中唯一重要的思想。事实上，高速缓存技术确实极大地影响了计算机系统的设计。”快表、页高速缓存以及虚拟内存技术从广义上讲，都是属于高速缓存技术。这个技术所依赖的原理就是局部性原理。局部性原理既适用于程序结构，也适用于数据结构。

局部性原理表现在以下两个方面：

1）时间局部性。如果程序中的某条指令一旦执行，则不久以后该指令可能再次执行；如果某数据被访问过，则不久以后该数据可能再次被访问。产生时间局部性的典型原因，是由于在程序中存在着大量的循环操作。

2）空间局部性。一旦程序访问量某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也将被访问，即程序在一段时间内所访问的地址，可能集中在一定的范围之内，其典型情况便是程序的顺序执行。

时间局部性是通过将进来使用的指令和数据保存到高速缓存存储器中，并使用高速缓存的层次结构实现。空间局部性通常是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。虚拟内存技术实际上就是建立了“内存-外存”的两级存储器的结构，利用局部性原理实现高速缓存。

基于局部性原理，在程序装入时，可以将程序的一部分装入内存，而将其与部分留在外存，就可以启动程序执行。在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统将所需要的部分调入内存，然后继续执行程序。另一方面，操作系统将内存中暂时不使用的内容换到外存上，从而腾出空间存放将要调入内存的信息。这样，计算机好像为用户提供了一个比实际内存大的多的存储器，成为虚拟存储器。

之所以将其称为虚拟存储器，是因为这种存储器实际上并不存在，只是由于系统提供了部分装入、请求调入和置换功能后，给用户的感觉是好像存在一个比实际物理内存大得多的存储器。虚拟存储器有以下三个主要特征：

1）多次性，是指无需在作业运行时一次性地全部装入内存，而是允许被分成多次调入内存运行。

2）对换性，是指无需在作业运行时一直常驻内存，而是允许在作业的运行过程中，进行换进和换出。

3）虚拟性 ，是指从逻辑上扩充内存的容量，是用户所看到的内存容量，远大于实际的内存容量。

虚拟内存中，允许讲一个作业分多次调入内存。采用连续分配方式时，会是相当一部分内存空间都处于暂时或永久的空闲状态，造成内存资源的严重浪费，而且也无法从逻辑上扩大内存容量。因此，虚拟内存的实现需要建立在离散分配的内存管理方式的基础上。

虚拟内存的实现有以下三种方式：

· 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

不管哪种方式，都需要有一定的硬件支持。一般需要的支持有以下几个方面：

· 一定容量的内存和外存。

· 页表机制或段表机制，作为主要的数据结构。

· 中断机构，当用户程序要访问的部分尚未调入内存，则产生中断。

· 地址变换机构，逻辑地址到物理地址的变换。

（二）请求分页管理方式

请求分页系统建立在基本分页系统基础上，为了支持虚拟存储器功能而增加了请求调页功能和页面置换功能。请求分页是目前最常用的一种实现虚拟存储器的方法。

在请求分页系统中，只要求将当前需要的一部分页面装入内存，便可以启动作业运行。在作业执行过程中，当所要访问的页面不在内存时，再通过调页功能将其调入，同时还可以通过置换功能将暂时不用的页面换出到外存上，以便腾出内存空间。

为了实现请求分页，系统必须提供一定的硬件支持。除了需要一定容量的内存及外存的计算机系统，还需要有页表机制、缺页中断机构和地址变换机构。

页表机制不同于基本分页系统，请求分页系统在一作业运行之前不要求全部一次性调入内存，因此在作业的运行过程中，必然会出现要访问的页不在内存的情况，如何发现和处理这种情况是请求分页系统必须解决的两个基本问题。为此，在请求页表项中增加了四个字段：状态位P、访问字段A、修改位M、外存地址。

增加的四个字段说明如下：

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，供置换算法换出页面时参考。

修改位M：表示该页在调入内存后是否被修改过。

外存地址：用于指出该页在外存上的地址，通常是物理块号，供调入该页时参考。

在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存时，便产生一个缺页中断，请求操作系统将所缺的页调入内存。缺页中断作为中断同样要经历诸如：保护CPU环境、分析中断原因、转入缺页中断处理程序进行处理、恢复CPU环境等几个步骤。但与一般的中断相比，它有以下两个明显的区别：

①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；②一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。

请求分页系统中的地址变换机构，是在分页系统地址变换机构的基础上，为实现虚拟内存，又增加了某些功能而形成的。

在进行地址变换时，先检索快表。若找到要访问的页，边修改页表中的访问位，然后利用页表项中给出的物理块号和页内地址形成物理地址。若为找到该页的页表项，应到内存中去查找页表，在对比页表项中的状态位P，看该页是否已调入内存，未调入则产生缺页中断，请求从外存把该页调入内存。

（三）页面置换算法

进程运行时，若其访问的页面不在内存而需将其调入，但内存已无空闲空间时，就需要从内存中调出一页程序或数据，送入磁盘的对换区。而选择调出页面的算法就成为页面置换算法。好的页面置换算法应有较低的页面更换频率，也就是说，应将以后不会在访问或者以后较长时间内不会访问的页面先调出。

常见的置换算法有以下四种：

最佳置换算法所选择的被淘汰页面将是以后永不使用的，或者是在最长时间内不再被访问的页面，这样可以保证获得最低的缺页率。但由于人们目前无法预知进程在内存下的若干页面中那个是未来最长时间内不再被访问的，因而该算法无法实现。

FIFO算法优先淘汰最早进入内存的页面，亦即在内存中驻留时间最久的页面。该算法实现简单，只需把调入内存的页面根据先后次序连接成队列，设置一个指针总指向最先的页面。但该算法与进程实际运行时的规律不适应，因为在进程中，有的页面经常被访问。

LRU算法选择最近最长时间未访问过的页面予以淘汰，它认为过去一段时间内未访问过的页面，在最近的将来可能也不会被访问。该算法为每个页面设置一个访问字段，来记录页面自上次被访问以来所经历的时间，淘汰页面时选择现有页面中值最大的予以淘汰。

LRU性能较好，但需要寄存器和栈的硬件支持。LRU是堆栈类的算法。理论上可以证明，堆栈类算法不可能出现Belady异常。FIFO算法基于队列实现，不是堆栈类算法。

LRU算法的性能接近于OPT，但实现起来比较困难，且开销大；FIFO算法实现简单，但性能差。所以操作系统的设计者尝试了很多算法，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。

简单的CLOCK算法是给每一帧关联一个附加位，称为使用位。当某一页首次装入主存时，该帧的使用位设置为1；当该页随后再被访问到时，他的使用位也被置为1.对于页替换算法，用于替换的候选帧集合看做一个循环缓冲区，并且有一个指针与之相关联。当某一页被替换时，该指针被设置成指向缓冲区中的下一帧。当需要替换一页时，操作系统扫描缓冲区，以查找使用位被指为0的帧，每当遇到一个使用位为1的帧时，操作系统就将该位重新置为0；如果在这个过程开始时，缓冲区中所有帧的使用位均为0，则选择遇到的第一个帧替换；如果所有帧的使用位均为1，则指针在缓冲区中完整的循环一周，把所有使用位都置为0，并且停留在最初的位置上，替换该帧中的页。由于该算法循环的检查各页面的情况，故称为CLOCK算法，又称为最近未用NRU（ Not recently used）算法。

CLOCK算法的性能比较接近LRU，而通过增加使用的位数目，可是使得CLOCK算法更加高效。在使用位的基础上再增加一个修改位，则得到改进型的CLOCK置换算法。这样，每一帧都出于以下四种情况之一。

1）最近未被访问，也未被修改（u=0，m=0）。

2）最近被访问，但未被修改（u=1，m=0）。

3）最近未被访问，但被修改（u=0，m=1）。

4）最近被访问，被修改（u=1，m=1）。

算法执行如下操作步骤：

1）从指针的当前位置开始，扫描帧缓冲区。在这次扫描过程中，对使用位不作任何修改，选择遇到的第一个帧（u=0，m=0）用于替换。

2）如果第1步失败，则重新扫描，查找（u=0，m=1）的帧。选额遇到的第一个这样的帧用于替换。在这个扫面过程中，对每个跳过的帧，把它的使用位设置成0。

3）如果第2步失败，指针将回到它的最初位置，并且集合中所有帧的使用位均为0.重复第一步，并且如果有必要重复第2步。这样将可以找到供替换的帧。

改进型的CLOCK算法优于简单的CLOCK算法之处在于替换时首选没有变化的页。由于修改过的页在被替换之前必须写回，因而这样做会节省时间。

（四）页面分配策略

对于分页式的虚拟内存，在准备执行时，不需要也不可能把一个进程的所有页都读取到主存，因此，操作系统必须决定读取多少页。也就是说，给特定的进程分配多大的主存空间。这需要考虑以下几点：

1）分配给一个进程的存储量越小，在任何时候驻留在主存的进程数越多，从而可以提高处理器的时间利用率。

2）如果一个进程在主存中的页数过少，尽管有局部性原理，页错误率仍然会相对较高。

3）如果页数过多，由于局部性原理，给特定的进程分配更多的主存空间对该进程的错误率没有明显的影响。

基于这些因素，现代操作系统通常采用三种策略：

1）固定分配局部置换。它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。若进程在运行中发现缺页，则只能从该进程在内存的页面中选出一个换出，然后再调入需要的页面。实现这种策略难以确定为每个进程应分配的物理块数量：太少会频繁出现缺页中断，太多又会使CPU和其他资源利用率下降。

2）可变分配全局置换。这是最易于实现的物理块分配和置换策略，为系统中的每个进程分配一定数量的物理块，操作系统自身也保持一个空闲物理块队列。当某进程发现缺页时，系统从空闲物理块队列中取出物理块分配给该进程，并将于调入的页装入其中。

3）可变分配局部置换。它为每个进程分配一定数目的物理块，当某进程发现缺页时，只允许从该进程在内存的页面中选出一页换出，这样就不会影响其他进程的运行。如果进程在运行中频繁的换页，系统需再为该进程分配若干附加物理块，直至该进程缺页率趋于适当程度为止；反之，若一个进程在运行过程中缺页率特别低，则此时可适当减少该进程的物理块。

为确定系统将进程运行时所缺的页面调入内存的时机，可采取预调页策略或请求调页策略。

1）预调页策略。根据局部性原理，一次调入若干个相邻的页可能比一次调入一页更高效。但如果调入的一批页面中大多数都未被访问，则又是低效的。所以就需要采用以预测为基础的预调页策略，将预计在不久之后便会被访问的页面预先调入内存。但目前预调页的成功率仅约50%。故这种策略主要用于进程的首次调入时，有程序员指出应该先调入哪些页。

2）请求调页策略。进程在运行中需要访问的页面不在内存而提出的请求，由系统将所需页面调入内存。这种策略调入的页一定会被访问，且这种策略比较易于实现，故在目前的虚拟存储器中大多采用此策略。它的缺点在于每次调入一页，会花费过多的IO开销。

从何处调入页面

请求分页系统中的外存分为两部分：用于存放文件的文件区和用于存放对换页面的对换区。对换区通常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IO速度比文件区高。这里从何处调入页面有三种情况：

1）系统拥有足够的对换区空间：可以全部从对换区调入所需页面，以提高调页速度。为此，在进程运行前，需将与该进程有关的文件从文件区复制到对换区。

2）系统缺少足够的对换区空间：凡是不会被修改的文件都直接从文件区调入；而当换出这些页面时，由于他们未被修改而不必再将它们换出。但对于那些可能被修改的部分，在将他们换出时需调到对换区，以后需要以后需要时再从对换区调入。

3）UNIX方式：与进程有关的文件都存放在文件区，故未运行过的页面都应从文件区调入。曾经运行过的但有被换出的页面，由于是被放在对换区，因此下次调入时应从对换区调入。进程请求的共享页面若被其他进程调入内粗你，则无需再从对换区调入。

（五）抖动和工作集

在进程的页面置换过程中，频繁的页面调度行为成为抖动，或颠簸。如果一个进程在换页上用的时间多于执行时间，那么这个进程就在颠簸。

使用虚拟内存技术，操作系统中进程通常只有一部分块位于主存中，从而可以在内存中保留更多的进程以提高系统效率。此外，由于未用到的块不需要换入换出内存，因为节省了时间。但是系统必须很“聪明”地管理页面分配方案。在稳定状态，几乎主存的所有空间都被禁成块占据，处理器和操作系统可以直接访问到尽可能多的进程。但如果管理不当，系统发生抖动现象，处理器的大部分时间都将用于交换快，及请求调入页面的操作，而不是执行进程的指令，这就会大大降低系统效率。前面讲解的页面置换算法就是是讨论这里的分配方案，尽量避免抖动现象。

另外，为了防止出现抖动现象，需要选择合适的驻留集大小。驻留集（或工作集）是指在某段时间间隔内，进程要访问的页面集合。经常被使用的页面需要在驻留集中，而长期不被使用的页面要从驻留集中被丢弃。驻留集模型使用较为简单：操作系统跟踪每个进程的驻留集，并为进程分配大于驻留集的的空间。如果还有空闲，那么可启动另一个进程。如果所有驻留集之和增加一直超过了可用物理块的总数，那么系统会监听一个进程，将其页面调出并且将其物理块分配给其他进程。正确选择驻留集的大小，对存储器的有效利用和系统吞吐量的提高，都将产生重要的影响。

（六）内存映射文件

*快速面经

一、物理地址、逻辑地址、有效地址、线性地址、虚拟地址的区别?

物理地址就是内存中真正的地址，它就相当于门牌号，具有唯一性。不管哪种地址，最终都会映射为物理地址。

在实模式下，段基址 + 段内偏移经过地址加法器的处理，经过地址总线传输，最终也会转换为物理地址。

但是在保护模式下，段基址 + 段内偏移被称为线性地址，不过此时的段基址不能称为真正的地址，而是会被称作为一个选择子的东西，选择子就是个索引，相当于数组的下标，通过这个索引能够在 GDT 中找到相应的段描述符，段描述符记录了段的起始、段的大小等信息，这样便得到了基地址。如果此时没有开启内存分页功能，那么这个线性地址可以直接当做物理地址来使用，直接访问内存。如果开启了分页功能，那么这个线性地址又多了一个名字，这个名字就是虚拟地址。

不论在实模式还是保护模式下，段内偏移地址都叫做有效地址。有效抵制也是逻辑地址。

线性地址可以看作是虚拟地址，虚拟地址不是真正的物理地址，但是虚拟地址会最终被映射为物理地址。下面是虚拟地址 -> 物理地址的映射。

二、什么是分页？

把内存空间划分为大小相等且固定的块，作为主存的基本单位。因为程序数据存储在不同的页面中，而页面又离散的分布在内存中，因此需要一个页表来记录映射关系，以实现从页号到物理块号的映射。

访问分页系统中内存数据需要两次的内存访问 (一次是从内存中访问页表，从中找到指定的物理块号，加上页内偏移得到实际物理地址；第二次就是根据第一次得到的物理地址访问内存取出数据)。

三、什么是分段？

页是为了提高内存利用率，而分段是为了满足程序员在编写代码的时候的一些逻辑需求(比如数据共享，数据保护，动态链接等)。

分段内存管理当中，地址是二维的，一维是段号，二维是段内地址；其中每个段的长度是不一样的，而且每个段内部都是从0开始编址的。由于分段管理中，每个段内部是连续内存分配，但是段和段之间是离散分配的，因此也存在一个逻辑地址到物理地址的映射关系，相应的就是段表机制。

四、分页和分段的区别是？

• 分页对程序员是透明的，但是分段需要程序员显式划分每个段。

• 分页的地址空间是一维地址空间，分段是二维的。

• 页的大小不可变，段的大小可以动态改变。

• 分页主要用于实现虚拟内存，从而获得更大的地址空间；分段主要是为了使程序和数据可以被划分为逻辑上独立的地址空间并且有助于共享和保护。

五、什么是交换空间？

操作系统把物理内存(physical RAM)分成一块一块的小内存，每一块内存被称为页(page)。当内存资源不足时，Linux把某些页的内容转移至硬盘上的一块空间上，以释放内存空间。硬盘上的那块空间叫做交换空间(swap space),而这一过程被称为交换(swapping)。物理内存和交换空间的总容量就是虚拟内存的可用容量。

用途：

• 物理内存不足时一些不常用的页可以被交换出去，腾给系统。

• 程序启动时很多内存页被用来初始化，之后便不再需要，可以交换出去。

六、什么是虚拟内存？

虚拟内存就是说，让物理内存扩充成更大的逻辑内存，从而让程序获得更多的可用内存。虚拟内存使用部分加载的技术，让一个进程或者资源的某些页面加载进内存，从而能够加载更多的进程，甚至能加载比内存大的进程，这样看起来好像内存变大了，这部分内存其实包含了磁盘或者硬盘，并且就叫做虚拟内存。

七、虚拟内存的实现方式有哪些？

虚拟内存中，允许将一个作业分多次调入内存。釆用连续分配方式时，会使相当一部分内存空间都处于暂时或永久的空闲状态，造成内存资源的严重浪费，而且也无法从逻辑上扩大内存容量。因此，虚拟内存的实需要建立在离散分配的内存管理方式的基础上。虚拟内存的实现有以下三种方式：

• 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。

八、页面替换算法有哪些？

在程序运行过程中，如果要访问的页面不在内存中，就发生缺页中断从而将该页调入内存中。此时如果内存已无空闲空间，系统必须从内存中调出一个页面到磁盘对换区中来腾出空间。

• 最优算法在当前页面中置换最后要访问的页面。不幸的是，没有办法来判定哪个页面是最后一个要访问的，因此实际上该算法不能使用。然而，它可以作为衡量其他算法的标准。

• NRU 算法根据 R 位和 M 位的状态将页面分为四类。从编号最小的类别中随机选择一个页面。NRU 算法易于实现，但是性能不是很好。存在更好的算法。

• FIFO 会跟踪页面加载进入内存中的顺序，并把页面放入一个链表中。有可能删除存在时间最长但是还在使用的页面，因此这个算法也不是一个很好的选择。

• 第二次机会算法是对 FIFO 的一个修改，它会在删除页面之前检查这个页面是否仍在使用。如果页面正在使用，就会进行保留。这个改进大大提高了性能。

• 时钟 算法是第二次机会算法的另外一种实现形式，时钟算法和第二次算法的性能差不多，但是会花费更少的时间来执行算法。

• LRU 算法是一个非常优秀的算法，但是没有特殊的硬件(TLB)很难实现。如果没有硬件，就不能使用 LRU 算法。

• NFU 算法是一种近似于 LRU 的算法，它的性能不是非常好。

• 老化 算法是一种更接近 LRU 算法的实现，并且可以更好的实现，因此是一个很好的选择

• 最后两种算法都使用了工作集算法。工作集算法提供了合理的性能开销，但是它的实现比较复杂。WSClock 是另外一种变体，它不仅能够提供良好的性能，而且可以高效地实现。

最好的算法是老化算法和WSClock算法。他们分别是基于 LRU 和工作集算法。他们都具有良好的性能并且能够被有效的实现。还存在其他一些好的算法，但实际上这两个可能是最重要的。

九、硬链接和软链接有什么区别？

• 硬链接就是在目录下创建一个条目，记录着文件名与 inode 编号，这个 inode 就是源文件的 inode。删除任意一个条目，文件还是存在，只要引用数量不为 0。但是硬链接有限制，它不能跨越文件系统，也不能对目录进行链接。

• 符号链接文件保存着源文件所在的绝对路径，在读取时会定位到源文件上，可以理解为 Windows 的快捷方式。当源文件被删除了，链接文件就打不开了。因为记录的是路径，所以可以为目录建立符号链接。