内存的基础知识

绝对装入（静态装入）由编译器（此时还没有OS）把物理地址计算好。

只适用于单道程序环境，可以由编译器来决定物理地址，也可以由程序员在汇编代码中直接给出。

可重定位装入（静态重定位）是在装入阶段把逻辑地址转换为物理地址。

适用于多道程序环境下。适用于固定分区方式，作业装入后不能移动。

动态运行时装入（动态重定位）是在执行阶段再决定将哪部分模块的逻辑地址转换为物理地址装入，并且装入后可能有换出，所以同一个模块在内存内的物理地址是可能移动的。

适用于多道程序环境下。

可以将程序分配到不连续的存储区（因为此时已经出现了分页/分段技术）
重定位寄存器（基地址寄存器）含最小的物理地址，界地址寄存器含最大的逻辑地址，内存管理机构动态地将逻辑地址与界地址寄存器进行比较，没有越界的话，和重定位寄存器相加后再映射位物理地址。
装入时将逻辑地址转换为物理地址的过程，称为地址重定位。

链接程序后构成的统一的从0号单元开始编址的线性地址空间称为逻辑地址空间（或虚拟地址空间）。对于32位机器，逻辑地址空间的范围为0~232 -1 。即逻辑地址空间大小取决于地址总线的宽度（可以比物理地址空间还大，例如64位机器理论上虚拟地址空间可以很大很大）。
进程在运行时看到的和使用的都是逻辑地址，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。

关于内存保护：
内存保护需要由硬件（界地址寄存器等）和操作系统一起实现。

关于内存共享：
只有可重入代码（纯代码）可以共享（也就是说只读的区域才能共享）。但在执行中可以将共享区域复制到进程私有的数据区中进行修改，共享区域的代码不受影响。
实现共享内存的方式：

分段机制

内存映射文件

交换需要备份存储（磁盘）。所以空间要大，并提供对这些内存映像的直接访问。（内存映射文件？）

为了有效使用CPU，进程的执行时间需要大于交换时间。

补充进程的内存映像：

代码段：只读的，可被共享。

数据段：运行时加工处理的对象，包括全局变量与局部变量。

PCB：存放在系统区。

堆：用来存放动态分配的变量。例如通过malloc动态地向高地址分配空间。

栈：用来实现函数调用。从用户空间的最大地址向低地址增长。

代码段和数据段在装入时就指定了大小。堆和栈可以动态的收缩。

连续分配技术

动态分区分配算法

非连续分配技术

基本分页存储管理

逻辑地址空间肯定要比物理地址空间大：由于虚拟存储技术（请求分页，换入换出技术）

进程的逻辑地址空间	内存的物理地址空间
页、页面、Page	页框、页帧、物理页（面）、物理块、内存块、Page Frame
页号、页面号	页框号、页帧号、物理页号

页表实质上就是页号与页框号的映射关系。
页面太小会使页面数过多，页表过长占用内存，而且会增加地址转换的开销
页面太大会使页内碎片增多，降低内存的利用率

页表项的大小 = 块号长度（即页框号长度，内存块号长度），由逻辑地址空间大小决定（或者物理内存空间大小）。当然，可以增加一些其他信息如有效位来调整页表项大小，使得一页可以正好容下整数个页表项。

页表项与地址结构的异同：第一部分都是页号（页表项省略了），第二部分页表项为页框号、地址结构为页内偏移。

勘误：最终物理地址为00000000000000001001000000000001

如果引入了请求式分页管理，即虚拟内存机制，则此时的地址称为虚拟地址，虚拟地址的地址结构决定了虚拟内存的寻址空间有多大。
这里说逻辑结构有一点歧义，如果在有分段存储管理的情况下，在未经过分段翻译前的地址叫做逻辑地址，分段翻译后，未经分页翻译前的地址叫做线性地址（虚拟地址）。
如果没有分段存储管理，此时未经分页翻译的地址就既叫做线性地址，也叫逻辑地址，也叫虚拟地址。

基本地址变换机构

访存两次，第一次访问页表（假设页表全部调入内存），第二次访问物理地址
页表保存在内存中，其始址保存在PCB中，当进程调度运行时，PCB中的始址会放到页表机制寄存器中。

分页其实就是将连续的线性地址，平均分成页，将每页调入分配到离散的页框上。

TLB的作用就是将两次访存大概率地转换为一次访存。

多级页表

王道原话：“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（请求分页方式），而只需将保存有映射关系的页表调入内存。但页表必须连续存放（才能支持逻辑地址结构的快速转换）。所以对于只需要几个页面调入内存页框就能执行的进程来说，其页表可能比调入的页面还要大的多（而且很多页表项其实不太用的到）。”

分页存储下，连续的线性地址被分成页面大小，32位逻辑地址空间被分成220 个4KB的页面。所以页表需要2204B=4MB的空间来存储，需要210个页面。
但是注意这220 个4KB的页面同样是连续存储的，所以我们再将其分成210个小组，每组有210个页面。这样顶层页表就只需要存储小组信息，顶级页表需要2104B=4KB来存储（正好是一个页面，为了查询方便，规定顶层页表最多只能有一个页面）。第二级虽然还是需要2102104B=4MB的空间来存储，但是不需要全部调入，只需要调入要用的就可以（请求分页方式、缺页中断），所以节省了内存空间。

因为顶层页表最多只能占一个页面，总共可以容纳4KB（页面大小）/4B（页表项大小）= 1K个页表项，所以地址结构中页号（共20位）里剩下的位数就是二级页表的页表项数目，正好也是10位，使得二级页表的大小也在一页之内。

基本分段存储管理

段表项48位 = 0位（段号）+ 16位（段长）+ 32位（基址=物理地址）

基本地址变换机构

分页与分段对比

分页存储按照页大小划分逻辑地址空间页内连续、页间也连续，由页表映射关系将页映射到页框
分段存储按照自然段划分逻辑地址空间段内连续、段间不连续，由段表映射关系将段映射到内存中连续的一片区域

分页和分段都需要判断页号或段号是否越界，而分段还需要判断段内偏移是否越界（因为段内偏移是程序员指定的），分页不需要判断业内偏移是否越界（因为页内偏移是算出来的，不可能越界）。

段页式管理

在这里段表其实充当了页表寄存器的角色：提供了页表实址和页表长度

虚拟内存

虚拟存储器特点：

多次性：多次调入

对换性：换入换出

虚拟性：逻辑上扩充（结果）

除了要有页表机制和地址变换机构外，还需要 中断机构的介入

局部性原理
时间局部性：在一段时间内，某一条指令被多次执行、某一段数据可能被多次访问。（因为程序中存在大量的循环操作）
空间局部性：在一段时间内，程序访问的地址可能集中在一定范围内。（因为指令通常是顺序存放、顺序执行的。数据也一般是以向量、数组、表等形式簇聚存储的）

时间局部性通过将近来使用的指令和数据备份到高速缓存中，并使用高速缓存的层次结构实现。
空间局部性通过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。