6存储管理.ppt

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存储管理,第6章,存储管理概述存储管理方案虚拟存储管理Linux存储管理,6.1存储管理概述,功能：

内存的分配与回收：

为进程分配、回收内存空间；存储地址变换：

把程序使用的逻辑地址映射成内存空间地址；存储空间保护：

保证内存中的进程互不干扰；存储空间扩充：

提供虚拟存储空间。

内存的分配与回收,内存的分配与回收：

在进程建立时为其分配内存空间；当进程运行结束后回收其占用的内存空间。

内存分配方案的要素：

描述内存分配情况的数据结构内存分配策略,地址的概念,符号地址：

高级语言源程序中由符号代表的地址；逻辑地址：

经编译后的目标程序所用的地址;物理地址：

程序在内存占用的实际地址。

0,n-1,i,96,1024,1120,符号地址空间,逻辑地址空间,物理地址空间,地址变换,地址变换：

当某程序装入内存运行时，根据其所获得的空间位置，将程序的逻辑地址映射成相应的物理地址。

静态地址变换：

程序装入内存前一次性完成地址转换。

特点：

程序在内存中不可移动。

动态地址变换：

在程序执行过程中，由动态地址变换机构实现地址转换。

特点：

程序在内存中可移动、可共享、可不连续存放。

内存的保护,内存访问故障：

越界访问：

程序试图访问超出自己地址范围的地址，导致产生地址越界中断。

越权访问：

当程序访问共享内存时，其权限不符合该共享内存的读写权限，导致产生地址保护中断。

内存保护：

在程序执行中，CPU对程序要访问的地址进行检查，若有访问故障则终止进程的运行。

保护措施：

上下界、保护键、保护模式。

存储器扩充,“扩充”存储器空间的思想是：

程序代码部分进入内存，其余驻留在外存，在需要时调入内存。

实现方法有：

覆盖技术：

由用户编程指定程序块间的覆盖关系。

用户看到的是实际大小的内存。

交换技术：

系统将暂时不能运行的进程换出内存，以容纳更多的进程。

用户看到的也是实际大小的内存。

虚拟存储技术：

程序运行中由系统动态地完成内存与外存之间的交换。

用户看到的是一个比实际内存大得多的“虚拟内存”。

6.2存储管理方案,分区存储管理页式存储管理段式存储管理段页式存储管理,分区存储管理,分区：

把内存空间分割成若干区域，称为分区。

每个分区容纳一个进程的映像。

分区分配：

按进程映像的实际大小动态地划分分区。

操作系统,进程1,320K,进程2,224K,552K,区号大小起址标志116KB20K已分配232KB36K已分配364KB68K已分配4124KB132K未分配（a）分区说明表,0k：

20k：

第1分区（16kb）36k：

第2分区（32kb）（已分配）68k：

第3分区（64kb）（已分配）132k：

第4分区（124kb）（未分配）256k：

（b）内存分配图,在处理作业前，固定划分区域。

每个作业占一个分区，作业连续存放。

固定式分区,可变式分区,动态创建分区：

在装入程序时按其初始要求分配，或在其执行过程中通过系统调用进行分配或改变分区大小。

分区分配的碎片问题,操作系统,进程1,320K,进程2,224K,552K,320K,224K,288K,264K,320K,224K,288K,264K,操作系统,操作系统,进程1,进程1,进程2,进程3,进程3,220K,100K,320K,128K,288K,264K,操作系统,进程1,进程3,96K,进程4,操作系统,进程3,进程4,320K,128K,288K,264K,96K,操作系统,进程5,进程3,进程4,128K,288K,264K,96K,由于碎片，进程6（300K）无法进入系统,可重定位分区管理,解决碎片的方案：

可重定位分区。

技术：

存储紧缩技术：

采用动态地址重定位，使程序代码在内存中可以移动，从而可将碎片合并成一个连续的存储空间。

特点：

解决了碎片问题；存储紧缩花费时间。

地址变换方式,210,1234,+,1024,基址寄存器,1024,1234,是,逻辑地址,绝对地址,内存,3072,地址越界,长度寄存器,否,上界,3072,页式管理,分页的概念将程序的逻辑地址空间分成若干大小相等的页面，同时，把内存空间也按同样大小分为若干块，称为页帧。

对于x86体系结构，页面和页帧的大小都为4KB。

以页帧为单位分配内存，每页帧装一页；一个进程映象的各个页面可分散放在不相邻的页帧中。

用页表记录页号与页帧号的映射关系。

逻辑地址的划分,在页式存储管理系统中，用户的逻辑地址可看成由两部分组成：

页号+页内地址。

例：

设逻辑地址为32位，页面大小为4KB，则逻辑地址011位为页内地址，1231位为页号：

设逻辑地址为5678，则其页号为1，页内地址为1582。

0,11,12,31,逻辑地址,页表,页表：

每个进程一个，用来说明页面号与内存块号的对应关系。

页表寄存器：

每个进程一个，用来存放进程的页表的长度和起始地址。

例：

某进程页表：

页帧号,0,1,2,3,页面号,页表寄存器,页表长,页表地址,页表,页式分配示意图,页式地址变换,页式存储的保护,程序运行时，当CPU访问某逻辑地址时，硬件自动把页号与页表长度进行比较，如果合法，则进行地址转换，否则产生地址越界中断信号。

页式管理的特点,解决了碎片问题，有效利用内存（但仍然有页内碎片）；管理简单；简单页式管理不能实现存储扩充，请求页式管理可以实现虚拟存储（页式虚存）。

段式存储管理,用户程序通常由一个主程序、若干个子程序和数据区组成，每一个这样的在逻辑上完整的信息单位称为“段”。

例：

main.obj,sub1.obj,sub2.obj,data,0,0,0,0,n0,n1,n2,n3,0段,1段,2段,3段,段的概念,从段的角度看，程序的逻辑地址空间是一个二维空间：

段与页的区别：

段是信息的逻辑单位，长度不固定，用户可见；页是信息的物理单位，长度固定，用户不可见；,逻辑地址,段式管理思想,段式管理思想：

以段为内存分配单位；用段表描述进程各段在内存的存储位置。

段表中包括段长、段的内存起始地址等。

例：

0,1,2,3,段号段长内存地址,段式分配示意图,地址变换方式,段式管理中的存储共享与保护,段的共享：

多个进程需要共享某段，可以使用不同的段名，在各自的段表中填入共享段的内存起始地址等信息，就可以共享该段。

段的保护：

当CPU访问某逻辑地址时，硬件自动把段号与段表长度进行比较，同时还要将段内地址与段表中该段长度进行比较，如果合法则进行地址转换，否则产生地址越界中断信号。

段式管理特点,便于程序模块化处理，便于分段共享;段长不固定，可能出现碎片;简单段式管理不能实现存储扩充，请求段式管理可以实现虚拟存储（段式虚存）。

6.3虚拟存储管理,虚拟内存的思想：

用外存模拟内存，实现内存空间的扩充。

虚拟存储器的原理：

程序部分代码进入内存，其余驻留在外存交换空间中，在需要时调入内存。

换入和换出完全由系统动态地完成，应用程序看到的是一个比实际内存大得多的“虚拟内存”。

虚拟存储管理方案：

页式虚存（请求页式）；段式虚存（请求段式）。

请求页式管理,请求页式管理思想：

最初只将程序的若干页面调入内存，其余的页面保存在外存的交换区中。

当程序运行中访问的地址所在的页面不在内存时，则产生缺页中断，系统响应此中断，将缺页从外存交换区中调入内存。

请求页式页表,在页表中增加一些属性字段，其中状态位表示该页当前是否在内存，修改位表示该页面是否被修改过。

地址变换方式,页帧号,页帧号,地址变换举例,缺页中断的处理,有空闲页帧？

调入页面,修改页表,淘汰一个页面,该页修改过？

写回外存,否,否,是,是,返回,页面淘汰算法,常用页面淘汰算法：

先进先出法（FIFO）：

先进入内存的页面先淘汰最近最少使用法（LRU）：

淘汰近期访问次数最少的页面最近未使用法（NUR）：

淘汰最近未被访问的页面页面调度不当，或实际内存过小，会产生抖动现象，即系统处于频繁的页入页出状态，系统效率降低。

6.4Linux存储管理,Linux系统采用请求页式存储管理方案，存储空间利用率高，可提供4GB的虚拟存储空间。

x86的地址变换：

分段+分页x86上的Linux回避了段式映射，使虚拟地址等同于线性地址（逻辑地址）。

二级分页,4GB逻辑地址空间包含有1M个页面，需要长为1M个表项的页表描述，查表效率低。

x86平台上的Linux系统采用了二级分页机制：

把所有页表项按1K为单位划分为若干个子表，称为页表（最多1K个）。

另用一个页目录表来记录每一个子表的位置。

页表和页目录表都是1K项长（4KB）。

采用二级分页时的逻辑地址划分：

0,11,12,31,21,22,二级分页地址变换示意图,进程的地址空间,进程的地址空间是指进程可以使用的全部线性地址的集合。

每个Linux进程拥有4G地址空间，分为：

内核空间：

最高的1G，供内核代码使用；所有进程通过执行系统调用内核代码而共享此空间。

用户空间：

较低的3G，供进程代码使用。

是进程的私有空间。

地址空间的划分,地址空间的布局结构,进程的映像被划分为不同类型的若干个片段，每个片段占用地址空间中的一个区间。

称为虚存区。

根据映像类型的不同，虚存区分为：

代码区（text）、数据区（data）、BSS区（bss）、堆（heap）和栈（stack）。

地址空间的映射,地址空间的描述,内存的分配与回收,用free_area数组将空闲页块（若干个连续的空闲页帧）按不同的大小（20210个内存页帧）分别描述。

伙伴分配算法：

分配时，根据需要的大小在free_area数组中找到一个足够大的空闲页块，取出分配给进程；回收时将释放的页帧登记到free_area数组中。

每次分配的大小为2k个连续的页帧。

空闲区的描述,页面的交换,Linux使用页面交换实现虚存。

进程建立之初只分配到很少的页帧，其余驻留在外存的交换空间中。

运行中，系统为进程按需动态调页。

Linux系统提供两种外存交换空间。

一种是利用一个特殊格式的（linuxswap）磁盘分区，称为交换区。

另一种是利用文件系统中特殊的文件，称为交换文件。

实际使用中，以交换区为主，以交换文件为辅。

页换入缺页中断处理,进程运行过程中发生缺页中断（即要访问的页当前不在物理内存中）后，当前进程进入等待状态。

CPU转去执行缺页中断处理程序。

缺页中断处理程序从磁盘交换空间中将所需的页装入物理内存，并更新页表项。

所需的页装入了物理内存后，进程进入就绪状态，可以继续执行了。

页换出页帧回收,当系统中内存不足时，必须及时把内存中暂时不会用到的页面淘汰出去，回收页帧。

内存交换调度的任务是管理内存页帧和外部交换空间，保证系统有足够的空闲页帧，使内存分配可以高效地运行。

Linux系统通过内核交换进程kswapd来实现页面淘汰功能。

kswapd是一个高优先级的实时内核进程，它周期性地运行，在内存紧张时进行页面换出。