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期末复习——内存管理

时间:2023-02-18 21:45:56浏览次数:35  
标签:复习 LA 访问 地址 PA 期末 页表 内存

内存管理

为什么要进行内存管理?
对单道系统来说,内存分配较简单。
对多道系统,如果不进行管理,容易导致数据混乱。

  • 内存两部分
    1. 用于驻留OS:低地址内存空间
    2. 用于用户进程:高地址
      OS对内存的划分和动态分配。因为不可能把所有用户进程和系统所需的资源、数据放入内存,需要对内存空间进行合理划分和动态管理
  • 内存管理主要功能:
    1. 内存空间分配、回收
    2. 地址转换,LA-->PA,虚拟地址-->物理地址
    3. 内存空间扩充。在逻辑上
    4. 内存共享
    5. 存储保护。

背景知识

逻辑地址空间、物理地址空间

ps.逻辑地址、虚拟地址不区别。
32位系统,虚拟地址范围 0到232-1
CPU生成地址:逻辑地址LA,内存单元看到的是物理地址PA(加载到内存地址寄存器的地址),用户程序看不到真实的PA,只是处理LA。
不同的进程可以有相同的LA,因为映射到不同的PA上,不冲突。

  • LA-->PA映射:由内存管理单元 MMU Memory-Management Unit进行地址重定位
  • 基地址寄存器:重定位寄存器,交给内存的地址=用户进程生成的地址+基地址寄存器的值(重定位寄存器的值)

动态加载

获得更好的内存空间利用率,程序A只有调用时才加载到内存中,所有程序都以可重定位加载格式保存在磁盘中。

  • 调用一个程序过程:
    1. 判断程序是否已加载到内存
      • 在内存中,执行
      • 不在,利用可重定位链接程序加载到内存,更新程序地址表

动态链接、共享库

程序的链接、装入

  1. 编译:编译完成后,所有目标模块地址都是从0开始的相对地址,链接时对其进行修改。
  2. 链接:把一组目标模块and其库函数链接在一起-->完整的装入模块。有3种方式。
    1. 静态链接:程序运行前,把各个目标模块和其库函数链接成一个完整的装配模块(①修改相对地址、②变换外部调用符号:模块里用的外部符号改成相对地址),之后不再拆开。
    2. 装入时动态链接:边装入内存边链接,便于修改更新and实现对目标模块的共享。
    3. 运行时动态链接:程序执行过程中进行。
  3. 装入内存:3种方式
    1. 绝对装入:只适用于单道程序环境。使用绝对地址。
    2. 可重定位装入静态重定位:装入时一次完成地址的重定位。ps多道程序条件下,多目标模块都是用相对地址(各自从0开始)。
    3. 动态运行时装入动态重定位:程序在内存中发生移动需要采用这个做法。装入时都还是相对地址。到真正运行时才转换。
      • 可以把程序分配到不连续的存储区。

内存保护

每个用户进程都有自己的单独的内存空间,所以要保护OS不受用户进程的影响,保护用户进程之间不相互影响。

  • 两种措施:
    1. 在CPU中设置一对(上限寄存器,下限寄存器),每次访问一个地址时,利用这对寄存器判断地址是否合法。
    2. 采用重定位寄存器(基地址寄存器)Base最小PA-plus 和 界限寄存器 最大LA-compare。
      1. 判断CPU存的LA<界限寄存器值。若否则错误;
      2. 小于则加 CPU寄存器地址+重定位Base = PA
      3. 根据这个PA访问对应的内存单元。

覆盖与交换

主要针对同一进程,同一程序。
早期计算机系统的内存很小,把用户空间分成1固定区(常活跃),多个覆盖区(可覆盖)。

交换

对不同进程、不同程序之间的操作。增加多道程序程度。现代OS已不适用,使用其变种。

  • 换出:处于等待的程序(等待I/O的不可)从内存移入备份存储(辅存),腾出内存空间。
  • 换入:准备好竞争CPU的程序从备份存储移入内存中。
  • 备份存储:通常是快速磁盘,要足够大,独立于文件系统。且提供对这写内存映像的直接访问。

变种:正常情况禁止交换。①内存空闲过低时启用交换/②交换进程的一部分,降低交换时间。

  • 移动设备通常不支持交换。使用闪存

1. 连续内存分配

早期方法。一个进程的空间是连续的。

  1. 单一连续分配:内存(系统区 低地址/用户区 高地址),用户区只有一个用户程序独占。
    无外部碎片,有内部碎片,不需要内存保护,利用率低。
  2. 固定分区分配:用户内存空间划分成固定大小的区域,每个分区装一道作业。有空闲区域时装入新作业。有内碎片,无外碎片
    • 分区大小相等:缺乏灵活性
    • 分区大小不等
  3. 动态分区分配:分区大小正好适合进程需要,动态分配。有外碎片,无内碎片。可以用紧凑技术减少外部碎片。

碎片

  • 内部碎片:分配给进程的这个块的大小-进程自身大小。分区内部多余部分。
  • 外部碎片:多个进程之间的空隙大小,因为不连续。用紧缩技术解决。

动态分区分配算法

性能:首次≈最优适应>最差适应。

  1. 首次适应法:空闲的孔中,第一个满足的。较快
  2. 最优适应法:刚好装入。
  3. 最差适应:分配最大的孔。-->产生最大剩余孔。

2. 分段 segment

产生外碎片、无内碎片。段内连续,段间不必连续。段的长度由实际需求决定,不固定。

  • CPU存的地址格式:段的LA表示:<段号,偏移>
  • 一个C语言程序的段
    1. 代码段
    2. 全局变量段
    3. 每个线程使用的栈
    4. 标准C语言库

地址映射

  • 通过段表实现:利用段号索引(CPU的LA=<段号s,段偏移d>)
    • 段基地址:这个段的其实地址
    • 段界限:这个段的大小or长度,
      要判断段偏移d是否<段界限,超出了就是非法。
段号 段界限 段基地址
0 1000 1400
1 400 6300
2 400 4300
3 1100 3200
4 1000 4700
  • 例CPU<3,852>:合法,PA=3200+852=4052
  • 计算各个段的PA:
    1. 段0:1400-2400
    2. 段1:6300-6700
    3. 段2:4300-4700
    4. 段3:3200-4300
    5. 段4:4700-5700

3. 分页 page

无外碎片、有内碎片

  • 帧/页帧 frame:将物理内存分成固定大小的块
  • 页/页面 page:将逻辑内存分成同样大小的块

一级分页

  • 一般每页大小为4KB=212,需要20位做页偏移n。32位机器上,页号有32-12=20位。
    (m-n)位页号,说明在系统中,一个进程最多允许有2m-n个页面,总物理内存可以更大。
  • 在m=32位机器上,CPU存储的LA格式:
31			      12|11		       0|
		页号		|	页偏移量		|
  • LA映射到PA:PA= 页号*页大小+页偏移
  • 一个页表:页表项:(页号)<帧号>。举例(LA 4位=2+2)
    页号隐藏!!!!
页号 页基地址
0 5
1 6
2 1
3 2
  • LA=0 PA=?
    • 方法1:5D 00B= 20D
    • 方法2:(5X4)+0=20
  • LA=3 PA=?
    LA=0011,PA=(5X4)+3=23

页表项下限定几B?
(页号)<帧号> //页号不用存
e.g.32位逻辑地址空间 => 232B,一页4KB
地址空间有 232B/4KB=1M页=220页,需要20位表示全范围。
同时是字节作编址单位:页表项>=ceil(20/8)=3B

TLB 快表

因为页表一般都比较大,放在物理内存中。这样在访问字节时,要访问两次物理内存(①物理内存中找到页表,访问页表条目得知物理帧号 ②计算完之后访问具体位置取出数据)
so slow,于是在MMU中存一块页表缓存,TLB存储一些页表项,LA-->PA过程先利用TLB查找↓

  • 利用TLB-->1次TLB+(1次内存)+1次物理地址访问=1or2次物理内存访问
    • TLB命中。帧号可用,计算完访问物理内存。
    • TLB不命中。访问页表,按照特定算法淘汰一个旧页表项。
      访问TLB比内存里的页表项更快了。

分层分页页表

二级页表

顶级页表只能有1面

  • 假设32位机器页面4KB=212,每项32b=4B
    顶级页表最多存储(4KB/4B)=1K=210条,要用到10位地址。
  • 32(总)-12(页偏移)-10(顶级页表占用) = 10b分给二级页号
    两层。。三层
    目录-->目录2-->目录...-->帧号

哈希页表

处理大于32位地址空间的常用方法

  • 哈希值:页码(虚拟页码)
  • 哈希表:哈希表项都包含一个链表
    • 链表中每个元素包含:虚拟页码,映射的帧码,*ptr->next
  • 机制:LA的虚拟页码指向哈希表。在对应链表中寻找自己的node结点,用帧码得到PA。

倒置页表

整个系统只有一个页表,减少了存储页表所需的内存空间,但是增加查找时间。

  • 通常情况:每个进程都有一个页表,每个虚拟页都有自己的页表项。
    缺点:但这样页表很大,耗费很多物理内存。
  • 倒置页表:每个条目对应真正内存位置上的页的LA,一个物理页只有一个条目。
  • LA=<进程id,页码,偏移>
    倒置页表HASH=<进程id,页码>

有效内存访问时间

100ns访问内存,利用TLB,命中率80%

  • 命中:访问内存时间 = 100ns
  • 不命中:访问内存时间=200ns
  • 有效内存访问时间 = 100*0.8 + 200*0.2 = 120ns

分页机制下内存保护

保护位

通过与每个帧关联的保护位实现,通常保存在页表中。
一个位定义页的可读/可写,计算物理地址时通过保护位检查有没有越权操作。

有效位

捕捉非法地址,

  • 有效:这一页在进程的逻辑地址空间中,有效页
  • 无效:不在进程的逻辑地址空间内。
    例进程对应着0-5页,现试图访问第6页,(有效位)=无效,OS报错:非法访问。

4. 段页式管理

一个段表--多个页表。

  1. 作业地址空间分成若干逻辑段,有自己的段号
  2. 每段再分成若干页
  • 每个进程一张段表,段表项<段号,页表长度,页表初始地址>
    • 每个分段一张页表,页表项<页号,帧号>
  • LA结构:<段号s,页号p,页内偏移量>
    • 页内偏移量由页面大小决定

标签:复习,LA,访问,地址,PA,期末,页表,内存
From: https://www.cnblogs.com/sectumsempra/p/17129194.html

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