导图社区 《内存管理》学习笔记
内存管理是指软件运行时对计算机内存资源的分配和使用的技术。其最主要的目的是如何高效，快速的分配，并且在适当的时候释放和回收内存资源。本图对计算机操作系统部分《内存管理》章节知识点进行了归纳总结，适用于计算机考研考点的复习和记忆~
适合备考行测，包含各类题型与知识点及丰富的技巧。包含顺差、逆差：顺差是出口大于进口；逆差反之；成数：几层就是十分之几，与折扣类似；翻番：翻一番是2倍，翻N番=乘2的N次方。
这是一张史学著作总结的思维导图，详细的分别归纳了纪传体、编年体、国别体的代表史学著作的，对史学感兴趣的小伙伴可以看过来！
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第二章内存管理
内存的基础知识
什么是内存
存储单位、内存地址的概念和联系
按字节编址vs按字编址
进程运行的基本原理
指令的工作原理
操作码+若干参数（可能包含地址参数）
逻辑地址（相对地址）vs物理地址（绝对地址）
从写程序到程序运行
编辑源代码文件
编译
由源代码文件生成目标模块（高级语言“翻译”为机器语言）
链接
由目标模块生成装入模块，链接后形成完整的逻辑地址
装入
将装入模块装入内存，装入后形成物理地址
三种链接方式
静态链接
装入前链接成一个完整的装入模块
装入时动态链接
运行前边入边链接
运行时动态链接
运行时需要目标模块才装入并链接
三种装入方式
绝对装入
编译时产生绝对地址
可重定位装入
装入时将逻辑地址装换为物理地址
动态运行时装入
运行时将逻辑地址装换为物理地址，需要设置重定位寄存器
内存管理的概念
内存空间的分配和回收
内存空间的扩充（实现虚拟性）
地址转换
操作系统负责实现逻辑地址到物理地址的转换
三种方式
绝对装入：编译器负责地址转换（单道程序阶段，无操作系统）
可重定位装入：装入程序负责地址转换（早期多道皮处理阶段）
动态运行时装入：运行时才进行地址转换（现代操作系统）
存储保护
保证各进程在自己的内存空间内进行，不会越界访问
两种方式
设置上下限寄存器
利用重定位寄存器、界地址寄存器进行判断
覆盖与交换
覆盖技术
一个固定区
存放最活跃的程序段
固定区中的程序段在运行过程中不会调入调出
若干覆盖区
不可能同时被访问程序段可共享一个覆盖区
覆盖区中的程序段在运行过程中会根据需要调入调出
必须由程序员声明覆盖结构，操作系统完成自动覆盖
缺点：对用户不透明，增加了用户编程负担
交换技术
内存紧张时，换成某些进程以腾出内存空间，在换入某些进程
磁盘分为文件区和对换区，换出的进程在对换区
覆盖与交换的区别
覆盖是在同一程序或进程中的
交换是在不同进程（或作业）之间的
基本分段存储管理
分段
将地址空间按照程序自身的逻辑关系划分为若干个段，每段从0开始编址
每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻
逻辑地址结构：（段号，段内地址）
段表
记录逻辑段到实际存储地址的映射关系
每个段对应一个段表项。各段表项长度相同，由段号（隐含）、段长、基址组成
地址变换
1.由逻辑地址得到段号、段内地址
2.段号与段表寄存器中的段长度比较，检查是否越界
3.由段表始址、段号找到对应表项
4.根据段表中记录的段长，检查段内地址是否越界
5.由段表中的“基址+段内地址”得到最终的物理地址
6.访问目标单位
分段VS分页
分页对用户不可见，分段对用户可见
分页的地址空间是一维的，分段的地址空间是二维的
分段更容易实现信息的共享和保护（纯代码/可重入代码可以共享）
分页（单级页表）、分段访问一个逻辑地址都需要两次访存，分段存储中可以引入快表机构
动态分区分配算法
首次适应
算法思想
从头到尾找适合的分区
分区排列顺序
空闲分区以地址递增次序排列
优点
综合看性能最好。算法开销小，回收分区后一般不需要对空闲空间队列重新排序
缺点
最佳适应
优先使用更小的分区，以保留更多大分区
空闲分区以容量递增次序排列
会有更多的大分区被保留下来，更能满足大进程需求
会产生很多太小的、难以利用的碎片；算法开销大，回收利用分区后可能需要对空闲分区队列重新排序
最坏适应
优先使用更大的分区，以防止产生太小的不可用的碎片
空闲分区以容量递减次序排列
可以减少难以利用的小碎片
大分区容易被用完，不利于大进程；算法开销大（原因同上）
邻近适应
由首次适应演变而来，每次从上次查找结束位置开始查找
空闲分区以地址递增次序排列（可排列成循环链表）
不用每次都从低地址的小分区开始检索。算法开销小（原因同首次适应算法）
会使用高地址的大分区也被用完
段页式管理
分段+分页
将地址空间按照程序自身的逻辑关系划分为若干个段，在将各个段分为大小相等的页面
将内存空间分为与页面大小相等的一个个内存块，系统以块为单位为进程分配内存
逻辑地址结构：（段号，页号，页内偏移量）
段页、段表
每个段对应一个段表项。各段表项长度相同，由段号（隐含）、页表长度、页表存放地址组成
每个段对应一个页表项。各页表项长度相同，由页号（隐含）、页面存放的内存块号组成
1.由逻辑地址得到段号、页号、页内偏移量
3.由段表始址、段号找到对应段表项
4.根据段表中记录的页表长度，检查页号是否越界
5.由段表中的页表地址、页号得到查询页表，找到相应页表项
6.由页面存放的内存块号、页内偏移量得到最终的物理地址
7.访问目标单位
访问一个逻辑地址所需访存次数
第一次——查段表、第二次——查页表、第三次——访问目标单元
可引入快表机构，以段号和页号为关键字查询快表，即可直接找到最终目标页面存放位置。引入快表后仅需一次访存
请求分页管理方式
页表机制
在基本分页的基础上增加了表项
状态位：表示页面是否已在内存中
访问字段：记录最近被访问过几次，或记录上访问的时间，供置换算法选出页面时参考
修改位：表示页面调入内存后是否被修改过，只有修改过的页面才需在置换时写回内存
外存地址：页面在外存中存放的位置
缺页中断机构
找到页表项后检查页面是否已在内存，若没有内存，产生缺页中断
缺页中断处理中，需要将目标页面调入内存，有必要时还要换出页面
缺页中断属于内中断，属于内中断中的“故障”，即可能被系统修复的异常
一条指令在执行过程中可能产生多次缺牙中断
地址变换机构（重点关注与基本分页不同的地方）
找到页表项是需要检查页面是否在内存中
若页面不在内存中，需要请求调页
若内存空间不够，还需换出页面
页面调入内存后，需要修改相应页表项
页面置换算法
OPT
算法规则
优先淘汰最长时间内不会被访问的页面
优缺点
缺页率最小，性能最好；
但无法实现
FIFO
优先淘汰最先进入内存的页面
实现简单
但性能很差，可能出现Belady异常
LRU
优先淘汰最近最久没有访问的页面
性能很好
但需要硬件支持，算法开销大
CLOCK（NRU)
循环扫描各页面
第一轮淘汰访问位=0的，并将扫描过的页面访问位改为1。
若第一轮没选中，则进行第二轮扫描。
实现简单，算法开销小
但未考虑页面是否被修改过。
改进型CLOCK（改进型NRU）
若用（访问位，修改位）的形式表述，则
第一轮：淘汰（0，0）
第二轮：淘汰（0，1），并将扫描过的页面访问位都置为0
第三轮：淘汰（0，0）
第四轮：淘汰（0，1）
算法开销较小，性能也不错
虚拟内存的基本概念
传统存储管理方式的特征、缺点
一次性：作业数据必须一次全部调入内存
驻留性：作业数据在整个运行期间都会常驻内存
局部性原理
时间局部性：现在访问的指令、数据在不久后很可能会被再次访问
空间局部性：现在访问的内存单位周围的内存空间，很可能在不久后会被访问
高速缓存技术使用频繁的数据放到更高速的存储器中
虚拟内存的定义和特征
程序不需要全部装入即可运行，运行时根据需要动态调入数据，若内存不够，还需要换出一些数据
特征
多次性：无需在作业运行时一次性全部装入内存，而是允许被分成多次调入内存
对称性：无需在作业运行时一直常驻内存，而是允许在作业运行过程中，将作业换入、换出
虚拟性：从逻辑上扩充了内存的容量，使用户看到内存容量，远大于实际的容量
如何实现虚拟内存技术
访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所需信息从外存调入内存（请求调页功能）
内存空间不够时，将内存中暂时用不到的信息换出到外存（页面置换功能）
虚拟内存的实现
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
两极页表
单级页表存在的问题
所有页表必须连续存放，页表过大时需要很大的连续空间
在一段时间内并非所有页面都得到，因此没必要整个页面常驻内存
将长长的页面再分页
逻辑地址结构：（一级页号，二级页号，页内偏移量）
注意几个术语：页目录表/外层页表/顶级页表
如何实现地址变换
①按照地址结构将逻辑地址拆分为三部分
②从PCB中读出页目录表始址，根据一级页号查页目录表，找到下一级页表在内存中的存放位置
③根据二级页号查表，找到最终想访问的内存块号
④结合页内偏移量得到物理地址
几个细节
多级页表中，各级页表的大小不能超过一个页面。若两级页表不够，可以分为多级
多级页表的访存次数（假设没有快表结构）——N级页表访问一个逻辑地址需要N+1次访存次数
具有快表的地址变换机构
地址变换过程
1.算页号、页内偏移量
2.检查页号合法性
3.查快表。若命中，即可知道页面存放的内存块号，可直接进行5；若未命中则进行4
4。查页表，找到页面存放的内存块号，并将页表项复制到快表中
5.根据内存块号与页内偏移量得到物理地址
6.访问目标内存单位
访问一个逻辑地址的访存次数
快表命中，只需一次访存
快表未命中，需要两次访存
TLB与普通Cache的区别
TLB中只有页表项的副本，而普通Cache中可能会有其他各种数据的副本
基本地址变换机构
页表寄存器的作用
存放页表起始地址
存放页表长度
1.根据逻辑地址算出页号、页内偏移量
2.页号的合法性检查（与页表长度对比）
3.页表号合法，再根据页表起始地址、页号找到对应页表项
4.根据页表项中的记录的内存块号、页内偏移量得到最终的物理地址
5.访问物理内存对应的内存单位
其他小细节
页内偏移量位数与页面大小之间的关系（要能用其中一个条件推出另一个条件）
页面管理中地址是一维的
实际应用中，通常使一个页框恰好能放入整数个页表项
为了方便找到页表项，页表一般是放在连续的内存块中的
两次访存
基本分页存储管理的基本概念
基本分页存储管理的思想：把进程分页，各个页面可离散地放到各个额内存块中
易混概念
“页框、页帧、内存块、物理块、物理页”VS“页、页面”
“页框号、页帧号、内存块号、物理块号、物理页号”VS“页号、页面号”
页表
页表记录了页面和实际存放的内存块之间的映射关系
一个进程对应一张页表，进程的每一页对应一个页表项，每个页表项由“页号”和“块号”组成
每个页表项的大小是相同的，页号是“隐含”的
i号页表项存放地址=页表地址+i*页表项大小
逻辑地址结构——可拆分为【页号P，页内偏移量W】
页号=逻辑地址/页面大小；页面偏移量=逻辑地址%页面大小
如果页面大小刚好是2的整数次幂呢？
如何实现地址转换
1.计算出逻辑地址对应的【页号，页内偏移量】
2.找到对应页面在内存中的存放位置（查页表）
3.物理地址=页面起始+页内偏移量
连续分配方式
为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间
单一连续分配
只支持单道程序，内存为系统区和 用户区，用户程序放在用户区
无外部碎片，有内部碎片
固定连续分配
支持多道程序，内存用户空间分为若干固定大小的分区，每个分区只能装一道作业
两种分区方式
分区大小相等
分区大小不等
动态连续分配
支持多道程序，在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区
无内部碎片，有外部碎片
外部碎片可用“紧凑”技术来解决
回收内存分区时，可能遇到四种情况
总之，相邻的空闲分区要合并
回收区之后有相邻的空闲分区
回收区之前有相邻的空闲分区
回收前、后都有相邻的空闲分区
回收前、后都没有相邻的空闲分区
另外，需要对用于管理空间分区的数据结构有印象——空闲分区表、空闲分区链
