操作系统内存管理.docx

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操作系统内存管理

操作系统存管理

1.存管理法

存管理主要包括虚地址、地址变换、存分配和回收、存扩充、存共享和保护等功能。

2.连续分配存储管理式

连续分配是指为一个用户程序分配连续的存空间。

连续分配有单一连续存储管理和分区式储管理两种式。

2.1单一连续存储管理

在这种管理式中，存被分为两个区域：

系统区和用户区。

应用程序装入到用户区，可使用用户区全部空间。

其特点是，最简单，适用于单用户、单任务的操作系统。

CP／M和DOS

2．0以下就是采用此种式。

这种式的最大优点就是易于管理。

但也存在着一些问题和不足之处，例如对要求存空间少的程序，造成存浪费；程序全部装入，使得很少使用的程序部分也占用—定数量的存。

2.2分区式存储管理

为了支持多道程序系统和分时系统，支持多个程序并发执行，引入了分区式存储管理。

分区式存储管理是把存分为一些大小相等或不等的分区，操作系统占用其中一个分区，其余的分区由应用程序使用，每个应用程序占用一个或几个分区。

分区式存储管理虽然可以支持并发，但难以进行存分区的共享。

分区式存储管理引人了两个新的问题：

碎片和外碎片。

碎片是占用分区未被利用的空间，外碎片是占用分区之间难以利用的空闲分区（通常是小空闲分区）。

为实现分区式存储管理，操作系统应维护的数据结构为分区表或分区链表。

表中各表项一般包括每个分区的起始地址、大小及状态（是否已分配）。

分区式存储管理常采用的一项技术就是存紧缩（compaction）。

2.2.1固定分区（nxedpartitioning）。

固定式分区的特点是把存划分为若干个固定大小的连续分区。

分区大小可以相等：

这种作法只适合于多个相同程序的并发执行（处理多个类型相同的对象）。

分区大小也可以不等：

有多个小分区、适量的中等分区以及少量的大分区。

根据程序的大小，分配当前空闲的、适当大小的分区。

优点：

易于实现，开销小。

缺点主要有两个：

碎片造成浪费；分区总数固定，限制了并发执行的程序数目。

2.2.2动态分区（dynamicpartitioning）。

动态分区的特点是动态创建分区：

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

与固定分区相比较其优点是：

没有碎片。

但它却引入了另一种碎片——外碎片。

动态分区的分区分配就是寻找某个空闲分区，其大小需大于或等于程序的要求。

若是大于要求，则将该分区分割成两个分区，其中一个分区为要求的大小并标记为“占用”，而另一个分区为余下部分并标记为“空闲”。

分区分配的先后次序通常是从存低端到高端。

动态分区的分区释放过程中有一个要注意的问题是，将相邻的空闲分区合并成一个大的空闲分区。

下面列出了几种常用的分区分配算法：

最先适配法（nrst-fit）：

按分区在存的先后次序从头查找，找到符合要求的第一个分区进行分配。

该算法的分配和释放的时间性能较好，较大的空闲分区可以被保留在存高端。

但随着低端分区不断划分会产生较多小分区，每次分配时查找时间开销便会增大。

下次适配法（循环首次适应算法nextfit）：

按分区在存的先后次序，从上次分配的分区起查找（到最后{区时再从头开始}，找到符合要求的第一个分区进行分配。

该算法的分配和释放的时间性能较好，使空闲分区分布得更均匀，但较大空闲分区不易保留。

最佳适配法（best-fit）：

按分区在存的先后次序从头查找，找到其大小与要求相差最小的空闲分区进行分配。

从个别来看，外碎片较小；但从整体来看，会形成较多外碎片优点是较大的空闲分区可以被保留。

最坏适配法（worst-fit）：

按分区在存的先后次序从头查找，找到最大的空闲分区进行分配。

基本不留下小空闲分区，不易形成外碎片。

但由于较大的空闲分区不被保留，当对存需求较大的进程需要运行时，其要求不易被满足。

2.3伙伴系统

固定分区和动态分区式都有不足之处。

固定分区式限制了活动进程的数目，当进程大小与空闲分区大小不匹配时，存空间利用率很低。

动态分区式算法复杂，回收空闲分区时需要进行分区合并等，系统开销较大。

伙伴系统式是对以上两种存式的一种折衷案。

伙伴系统规定，无论已分配分区或空闲分区，其大小均为2的k次幂，k为整数，l≤k≤m，其中：

2^1表示分配的最小分区的大小，

2^m表示分配的最大分区的大小，

通常2^m是整个可分配存的大小。

假设系统的可利用空间容量为2^m个字，则系统开始运行时，整个存区是一个大小为2^m的空闲分区。

在系统运行过中，由于不断的划分，可能会形成若干个不连续的空闲分区，将这些空闲分区根据分区的大小进行分类，对于每一类具有相同大小的所有空闲分区，单独设立一个空闲分区双向链表。

这样，不同大小的空闲分区形成了k（0≤k≤m）个空闲分区链表。

分配步骤：

当需要为进程分配一个长度为n的存储空间时:

首先计算一个i值，使2^（i－1）<n≤2^i，

然后在空闲分区大小为2^i的空闲分区链表中查找。

若找到，即把该空闲分区分配给进程。

否则，表明长度为2^i的空闲分区已经耗尽，则在分区大小为2^（i＋1）的空闲分区链表中寻找。

若存在2^（i＋1）的一个空闲分区，则把该空闲分区分为相等的两个分区，这两个分区称为一对伙伴，其中的一个分区用于配，而把另一个加入分区大小为2^i的空闲分区链表中。

若大小为2^（i＋1）的空闲分区也不存在，则需要查找大小为2^（i＋2）的空闲分区，若找到则对其进行两次分割：

第一次，将其分割为大小为2^（i＋1）的两个分区，一个用于分配，一个加入到大小为2^（i＋1）的空闲分区链表中；

第二次，将第一次用于分配的空闲区分割为2^i的两个分区，一个用于分配，一个加入到大小为2^i的空闲分区链表中。

若仍然找不到，则继续查找大小为2^（i＋3）的空闲分区，以此类推。

由此可见，在最坏的情况下，可能需要对2^k的空闲分区进行k次分割才能得到所需分区。

与一次分配可能要进行多次分割一样，一次回收也可能要进行多次合并，如回收大小为2^i的空闲分区时，若事先已存在2^i的空闲分区时，则应将其与伙伴分区合并为大小为2^i＋1的空闲分区，若事先已存在2^i＋1的空闲分区时，又应继续与其伙伴分区合并为大小为2^i＋2的空闲分区，依此类推。

在伙伴系统中，其分配和回收的时间性能取决于查找空闲分区的位置和分割、合并空闲分区所花费的时间。

与前面所述的多种法相比较，由于该算法在回收空闲分区时，需要对空闲分区进行合并，所以其时间性能比前面所述的分类搜索算法差，但比顺序搜索算法好，而其空间性能则远优于前面所述的分类搜索法，比顺序搜索法略差。

需要指出的是，在当前的操作系统中，普遍采用的是下面将要讲述的基于分页和分段机制的虚拟存机制，该机制较伙伴算法更为合理和高效，但在多处理机系统中，伙伴系统仍不失为一种有效的存分配和释放的法，得到了大量的应用。

2.4存紧缩

存紧缩：

将各个占用分区向存一端移动，然后将各个空闲分区合并成为一个空闲分区。

这种技术在提供了某种程度上的灵活性的同时，也存在着一些弊端，例如：

对占用分区进行存数据搬移占用CPU时间；如果对占用分区中的程序进行“浮动”，则其重定位需要硬件支持。

紧缩时机：

每个分区释放后，或存分配找不到满足条件的空闲分区时。

图8.12

堆结构的存储管理的分配算法：

在动态存储过程中，不管哪个时刻，可利用空间都是-一个地址连续的存储区，在编译程序中称之为"堆"，每次分配都是从这个可利用空间中划出一块。

其实现办法是：

设立一个指針，称之为堆指针，始终指向堆的最低（或锻联）地址。

当用户申请N个单位的存储块时，堆指针向高地址（或低地址）称动N个存储单位，而移动之前的堆指针的值就是分配给用户的占用块的初始地址。

例如，某个串处理系统中有A、B、C、D这4个串，其串值长度分别為12,6,10和8.假设堆指针free的初值为零，则分配给这4个串值的存储空间的初始地址分别为0.12.18和

28,如图8.12（a）和（b）所示，分配后的堆指针的值为36。

因此，这种堆结构的存储管理的分配算法非常简单，

释放存空间执行存紧缩：

回收用户释放的空闲块就比较麻烦.由于系统的可利用空间始终是一个绝址连续的存储块，因此回收时必须将所释放的空间块合并到整个堆上去才能重新使用，这就是"存储策缩"的任务.通常，有两种做法：

一种是一旦有用户释放存储块即进行回收紧缩，例始，图8.12（a）的堆，在c串释放存储块时即回收紧缩，例如图8.12（c）的堆，同时修改串的存储映像成图8.12（d）的状态；

另一种是在程序执行过程中不回收用户随时释放的存储块，直到可利用空同不够分配或堆指针指向最高地址时才进行存储紧缩。

此时紧缩的目的是将堆中所有的空间块连成一块，即将所有的占用块部集中到可利用空间的低地地区，而剩余的高地址区成为一整个地继连续的空闲块，如图8.13所示，其中（a）为紧缩前的状态，（b）为紧缩后的状态·

图8.13a紧缩前b紧缩后

和无用单元收集类似，为实现存储紫编,首先要对占用块进行“标志”，标志算法和无用单元收集类同（存储块的结构可能不同）,其次需进行下列4步雄作：

（1）计算占用块的新地址。

从最低地址开始巡査整个存储空间，对每一个占用块找到它在紧缩后的新地址。

为此,需设立两个指针随巡查向前移动,这两个指针分别指示占用块在紧缩之前和之后的原地址和新地址。

因此,在每个占用块的第-·个存储单位中，除了设立长度域（存储该占用换的大小）和标志域（存储区别该存储块是占用块或空闲块的标志）之外，还需设立一个新地址城，以存储占用块在紧缩后应有的新地址，即建立一新，旧地址的对照表m

（2）修改用户触初始变量表，以便在存储紧缩后用户程序能继续正常运行*。

（3）检查每个占用块中存储的数据，若有指向其他存储换的指针，则需作相应修改.

（4）将所有占用块迁移到新地址走，这实质上是作传送数据的工作。

至此，完成了存储紧缩的操作，最后,将堆指针赋以新值（即紧缩后的空闲存储区的最低地址）。

可见,存储紧缩法比无用单元收集法更为复杂，前者不仅要传送数据（进行占用块迁移），而且还有需要修改所有占用块中的指针值。

因此，存储紧缩也是个系统操作，且非不得已就不用。

3.覆盖和交换技术

3.1覆盖技术

引入覆盖（overlay）技术的目标是在较小的可用存中运行较大的程序。

这种技术常用于多道程序系统之中，与分区式存储管理配合使用。

覆盖技术的原理：

一个程序的几个代码段或数据段，按照时间先后来占用公共的存空间。

将程序必要部分（常用功能）的代码和数据常驻存；可选部分（不常用功能）平时存放在外存（覆盖文件）中，在需要时才装入存。

不存在调用关系的模块不必同时装入到存，从而可以相互覆盖。

在任时候只在存中保留所需的指令和数据；当需要其它指令时，它们会装入到刚刚不再需要的指令所占用的存空间；

如在同一时刻，CPU只能执行B，C中某一条。

B，C之间就可以做覆盖。

覆盖技术的缺点是编程时必须划分程序模块和确定程序模块之间的覆盖关系，增加编程复杂度；从外存装入覆盖文件，以时间延长换取空间节省。

覆盖的实现式有两种：

以函数库式实现或操作系统支持。

3.2交换技术

交换（swapping）技术在多个程序并发执行时，可以将暂时不能执行的程序（进程）送到外存中，从而获得空闲存空间来装入新程序（进程），或读人保存在外存中而处于就绪状态的程序。

交换单位为整个进程的地址空间。

交换技术常用于多道程序系统或小型分时系统中，因为这些系统大多采用分区存储管理式。

与分区式存储管理配合使用又称作“对换”或“滚进／滚出”

（roll-in／roll-out）。