内存系统空闲进程

崔靖雯sorceresswen第1页2008-1-6存储管理z存储管理的功能答:(1)内存的分配和管理a记住每个存储区域的状态b实施分配c回收(2)共享内存(3)存储保护a防止地址越界b防止操作越权(4)"扩充"内存容量(内存扩充)(5)地址映射a静态地址映射(静态重定位)b动态地址映射(动态重定位)z内存空间的分配和回收答:记住每个存储区域的状态(需要设置相应的非配表格,记录内存空间使用状态)实施分配(分为静态非配和动态分配两种)回收为实现上述功能,必须引入分配表,统称为系统分配表,组织方式有:位示图表示法:用一位(空闲页面表空闲块链表空闲块表:空闲块首址和空闲块长度,没有记录的区域即为进程所占用bit)表示一个内存页面(0表示空闲,1表示占用):包括首页面号和空闲页面个数,连续若干的页面作为一组登记在表中;:将所有空闲块链成一个链表静态分配:动态分配:程序要求的内存空间是在目标模块连接装入内存是确定并分配的,并且在程序运行过程中不允许再申请或在内存中"搬家",即分配工作是在程序运行前一次性完成.
程序要求的基本内存空间实在目标模块装入时确定并分配的,但是程序运行过程中允许申请附加的内存空间或在内存中"搬家",即分配工作可以在程序运行前及程序运行中逐步完成.
动态分配的好处:具有较大的灵活性;暂不使用的信息可以不进内存,对提高内存利用率大有好处;反映了程序的动态性,较之静态存储分配更为合理.
z物理地址和逻辑地址(相对地址与绝对地址)、地址重定位(地址转换)、静态重定位、动态重定位答:物理地址(绝对地址):内存中存储单元的地址,可直接寻址逻辑地址(相对地址):用户的程序经过汇编或编译后形成目标代码,目标代码通常都崔靖雯sorceresswen第2页2008-1-6是采用相对地址的形式,其首地址为0,其余指令都相对首地址编址,这就是逻辑地址.
地址重定位(地址转换):为了保证CPU执行指令时可以正确的访问存储单元,需要将用户程序中的逻辑地址转换为运行时可由机器直接寻址的物理地址,这一过程称为地址转换.
静态地址映射(静态重定位):当用户程序被装入内存时,一次性实现逻辑地址到物理地址的转换,以后不再转换.
(软件完成)动态地址映射(动态重定位):在程序执行过程中要访问数据时再进行地址映射,即逐条指令执行时完成地址映射.
(硬件地址映射机制)基址寄存器(BR),在程序装入后,将其内存空间的起始地址B送入BR,一旦遇到要访问地址的指令时,硬件便自动将其中的访问地址加上BR的内容形成世纪物理地址,然后按该地址执行.
z存储共享、存储保护(防止地址越界、防止操作越权)答:存储共享是指两个或多个进程共用内存中相同区域,这样不仅能使多道程序动态地共享内存,提高内存利用率,而且还能共享内存中某个区域的信息.
包括:代码共享和数据共享.
代码共享的代码必须是纯代码!
目的:1通过代码共享节省内存空间2通过数据共享实现进程通信存储保护为多个程序共享内存提供保障,使在内存中的各道程序,只能访问它自己的区域,避免各道程序间相互干扰.
特别是当一道程序发生错误时,不至于影响其他程序的运行,更要防止破坏系统程序.
主要是硬件支持,软件配合实现的.
存储保护内容:1防止地址越界2防止操作越权(对属于自己区域的信息,可读或写;对公共区域中允许共享的信息或获得授权可以使用的信息,可读而不可修改;对未授权使用的信息,不可读,不可写)一般由硬件提供一对寄存器:基址寄存器限长寄存器上界寄存器和下界寄存器:存放起始地址:存放长度或者是一对z可变分区存储管理(内存分配方法、内存分配表[已分配区表,空闲区表]、内存分配算法[最先适应,最优适应,最坏适应]、内存回收[归还区有下邻空闲区、有上邻空闲区、有上下邻空闲区、没有上下邻空闲区]、硬件提供的支持[基址寄存器,限长寄存器]、地址转换、存储保护、碎片、移动技术[移动增加了系统开销,移动是有条件的,应尽可能减少移动的作业数和信息量])答:可变分区存储管理:崔靖雯sorceresswen第3页2008-1-6分配策路:(1)首先适应算法(首先适配算法):当接到内存申请时,查找分区说明表,找到第一个满足申请长度的空闲区,将其分割并分配.
(2)最佳适应算法(最佳适配法):当接到内存申请时,查找分区说明表,找到第一个能满足申请长度的最小空闲区,将其分割并分配.
此算法最节约空间,因为它尽量不分个大的空闲区;缺点是可能会形成很多很小的空闲区,称作碎片.
(3)最坏适应算法(最差适配法):当接到内存申请时,查找分区说明表,找到能满足申请要求的最大的空闲区.
算法的优点是可以避免形成碎片;缺点是分割了大的空闲区后,再遇到较大的程序申请内存时,无法满足的可能性较大.
存储保护方法:两种内存分配表:已分配区表,记录已经装入的程序在内存中占用分区的起始地址长度,用标志位指出占用分区的程序名;另一张是空闲区表,记录内存中可供分配的空闲区的起始地址和长度,用标志位指出该分区是未分配的空闲区.
起始地址长度标志500800P11500400P2空…起始地址长度标志1300200未分配1900650未分配空…其一:程序A60K124K60K下界寄存器上界寄存器124K程序A基址寄存器60K限长寄存器64K60K124K其二、保护键法:为每个分区分配一个保护键,相当于一把锁.
同时为每一个进程分配一个相崔靖雯sorceresswen第4页2008-1-6应的保护键,相当于一把钥匙,存放在程序状态字中.
每次访问时检查钥匙和锁是否相匹配,若不匹配,则发出保护性中断.
碎片问题:碎片问题:采用可变分区存储管理方案后,经过一段时间的分配回收,内存中会存在很多很小的空闲块.
它们每一个都很小,不足以满足程序分配内存的要求,但其总和却可能满足程序的分配要求,这些空闲块被称为碎片.
解决办法:在适当时刻进行碎片整理,通过在内存中移动程序,把所有空闲碎片合并成一个连续的大空闲区且放在内存的一段,而把所有程序占用区放在内存的另一端,这一技术称为"拼接技术".
z页式存储管理(用户程序划分、逻辑地址形式、内存空间划分、内存分配方式、内存分配表、页表、位示图、空闲块分配/回收算法、硬件提供的支持[页表始址寄存器、页表长度寄存器、高速缓冲存储器[TLB]]、快表、地址转换过程、优缺点)答:用户程序划分:系统将用户程序的逻辑地址空间按照物理页面大小也划分成若干页面,成为逻辑页面,建成为页.
此时,用户的逻辑地址可表示为:逻辑页号页内地址内存空间划分:将内存空间划分成等长的若干区域,每个区域成为一个物理页面,有时亦称内存块或块.
内存的所有物理页面从0开始编号,称作物理页号或者内存块号.
每个物理页面内容从0开始依次编址,成为页内地址.
内存分配方式:以页面为单位,并按用户进程的页数多少进行分配.
逻辑上相邻的页面在内存中不一定相邻,即分配给用户程序的内存块不一定连续.
内存分配表:书187页页表系统为每个用户程序建立一张页表,用于记录用户程序的逻辑页面与内存物理页面之间的对应关系,包括两项内容:逻辑页面号该逻辑页面在内存中分配的物理页面号(内存块号)用户程序的地址空间有多少页,该页表里就登记多少行,且按逻辑页的顺序排列.
页表存放在内存系统内存区.
如果一个进程的地址空间大小为2GB,页面大小为4K,那么这个进程有219个页.
如果一个物理页面需要4个字节表示其地址,该进程的页表有512页(2MB).
这样就引出了页表的存放管理的问题,见后续.
崔靖雯sorceresswen第5页2008-1-6位示图:例如:内存可分配区域共256块,用字长为32位的8个字作为"位示图".
每一位与一个内存块相对应.
0表示空闲,1表示占用.
在位示图中再增加一个字节(或字)记录当前剩余的总空闲块数.
初始化时把系统占用的块对应位置1.
分配时:先查看空闲块数能否满足程序要求.
不能,则不分配.
能,则按需求从位示图中找出一些为0的位,把这些位置1,并从空闲块书中减去本次分配的块数,然后按找到的位计算出对应的块号.
当找到一个为0的位后,根据它所在的字号、位号,按如下公式可计算出对应的块号:块号=字号*字长+位号把程序装入到这些内存块中,并为该程序建立页表.
程序结束,回收内存块.
根据块号计算出该块在位示图中对应的位置,将占用标志改为0,把回收的块数加入到空闲块数中.
假定归还块号为i,则在位示图中的对应位置为:字号=[i/字长],位号=imod字长见书上P187页图硬件支持:1硬件寄存器每个进程都有一张页表,页表所指内存的起始地址和长度作为现场信息存入PCB,进程一旦被调用,这些信息将被作为恢复现场信息送入系统的地址映射机制中的寄存器中.
(1)页表始址寄存器:用于保存页表长度寄存器,用于保存正在运行的进程的页表在内存的首地址.
(2)正在运行进程的页表长度.
2地址映射过程也表示硬件进行地址转换的依据,每执行一条指令时按照逻辑地址中的逻辑页号检查页表,若页表中无此页号,则产生一个"地址越界"的程序性中断事件;或页表中有此页号,则可得到对应的内存块号,将其转成为可以访问的内存物理地址:物理地址=内存块号块长+页内地址*注:由于块长是2的整数次幂,故实际上乘的运算在机器中用移位运算代替.
因此上式的结果就是把内存块号作为绝对地址(物理地址)的高位地址,而页内地址作为他的低地址部分.
图示见书上P1883快表的引入(书上P189详解)在地址映射机制中增加一个小容量的相联存储器.
它由高速缓存器组成,可以从硬件上保证按内容并行查找,速度快,所以称为快表.
用来存放当前访问最频繁的少数活动页面的页号.
地址转换过程:书188页优缺点:崔靖雯sorceresswen第6页2008-1-6页式存储管理优缺点:优点:不缺点:虽要求作业或进程的程序段和数据在内存中连续存放,从而有效解决了碎片问题,提高了内存的利用率,有利于组织多道程序执行然页式存储管理消除了碎片,但每个程序的最后一页内总有一部分空间得不到利用,如果页面较大,则这一部分的损失仍然很大.
z虚拟存储技术、虚拟存储器、MMU的作用答:虚拟存储技术/存储器:把内存与外存有机地结合起来使用,从而得到一个容量很大的、速度足够快的"内存",这就是虚拟存储器.
MMU的作用:z虚拟页式存储管理(基本思想、页表增加内容、缺页中断处理、页面调度、页面调度算法[先进先出、理想、最近未使用、最近最少使用LRU、最不经常使用、第二次机会]及实现、性能考虑[颠簸或抖动,影响缺页中断次数的四个原因,工作集模型])答:基本思想:在程序开始运行之前,不是装入全部页面,而是装入一个或零个页面,之后根据进程运行的需要,动态装入其他页面;当内存空间已满,而又需要装入新的页面时,则根据某种算法淘汰某个页面,以便装入新的页面.
页表增加内容:(灰色部分)页号驻留位内存块号外存地址访问位修改位缺页中断处理:在地址映射过程中,若在页表中发现所要访问的页面不在内存,则产生缺页中断.
页面调度算法:英文缩写中文解释思想需要涉及的标志位FIFO先进先出页面按进入的先后顺序队列,每次调出队首的页,新页排入队尾,缺页时淘汰表头—OPT理想算法每个页都用在该页面首次被访问前所要执行的指令数标记,每次淘汰标记最大的页—LRU最近最少使用选择距离现在最长时间内没有被访问过的页面先调出.
计时标志,每次访问后清零.
硬件方法:每个页表项能容纳一个计数器的域,每次访问内存后,当前计数器的值被保存到访问页面的页表项中,淘汰计数器值最小的第二次机会—检查最老页面的R位,如果是0,则立即淘汰;否则清零R位,并将该页面置于链表尾R位时钟置换算法—同上,页面不链成一列,而是链成一圈R位崔靖雯sorceresswen第7页2008-1-6NRU最近未使用R位定期清零.
按R和M的值分四类.
淘汰一个最近一个时钟周期中没有被访问的已修改页面比淘汰一个被频繁访问的"干净"页面好R位&M位NFU不经常使用每个页有一个软件计数器相连,初值为0,每次时钟中断时,将页的R位加到计数器上,缺页中断时,淘汰计数器值最小的R位Aging老化算法时钟中断时,计数器先右移一位,再将R加到计数器的最左端,缺页中断时,淘汰计数器值最小的页面R位z快表TLB、多级页表、内存锁定答:多级页表:内存锁定:不让操作系统将进程使用的页面换出内存,避免产生交换过程中不确定的延迟