1. 内存空间的扩充
1.1 覆盖技术
基本思想：是将内存的同一区域按照使用的先后顺序，分配给几个不同进程或一个进程 的几个程序段或数据段。
内存中分为一个“固定区”和若干个“覆盖区”。需要常驻内存的段放在“固定区”中，调入后就不再调出（除非运行结束）不常用的段放在“覆盖区”，需要用到时调入内存，用不到时调出内存
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。
覆盖技术只用于早期的操作系统中，现在己成为历史。
1.2 交换技术
把内存中暂时无法运行的进程或者暂时不需要的程序、数据写入辅存，并将具备运行条 件的进程或者需要的程序、数据从辅存读入内存
- 具有对换功能的操作系统中，通常把磁盘空间分为文件区和对换区两部分。文件区主要用于存放文件，主要追求存储空间的利用率，因此对文件区空间的管理采用离散分配方式；对换区空间只占磁盘空间的小部分，被换出的进程数据就存放在对换区。由于对换的速度直接影响到系统的整体速度，因此对换区空间的管理主要追求换入换出速度，因此通常对换区采用连续分配方式（学过文件管理章节后即可理解）。总之，对换区的I/O速度比文件区的更快。
- 交换通常在许多进程运行且内存吃紧时进行，而系统负荷降低就暂停。例如：在发现许多进程运行时经常发生缺页，就说明内存紧张，此时可以换出一些进程； 如果缺页率明显下降，就可以暂停换出。
- 可优先换出阻塞进程；可换出优先级低的进程；为了”止优先级低的进程在被调入内存后很快又被换出，有的系统还会考虑进程在内存的驻留时间…（注意：PCB 会常驻内存，不会被换出外存）
2. 内存空间的分配与回收
2.1 连续分配管理方式
2.1.1 单一连续分配
在单一连续分配方式中，内存被分为“系统区和用户区”。系统区通常位于内存的低地址部分，用于存放操作系统相关数据；用户区用于存放用户进程相关数据。 内存中只能有一道用户程序，用户程序独占整个用户区 空间。
优点：实现简单；无外部碎片；可以采用覆盖技术扩充 内存；不一定需要采取内存保护（eg：早期的 PC 操作 系统 MS-DOS）。
缺点：只能用于单用户、单任务的操作系统中；有内部碎片；存储器利用率极低。
2.1.2 固定分区分配
为了在内存中装入多道程序，且这些程序之间又不会相互干扰， 于是将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区，在 每个分区中只装入一道作业，这样就形成了最早的、最简单的一种可运行多道程序的内存处理方式。
分区大小相等：缺乏灵活性，但是很适合用于用一台计算机控制多个相同对象的场合（比如：钢铁厂有n个相 同的炼钢炉，就可把内存分为n个大小相等的区域存放 n个炼钢炉控制程序）
分区大小不等：增加了灵活性，可以满足不同大小的进 程需求。根据常在系统中运行的作业大小情况进行划分（比如：划分多个小分区、适量中等分区、少量大分区）
操作系统需要建立一个数据结构——分区说明表，来实现各个分区的分配与回收。每个表项对应一个分区，通常按分区大小排列。每个表项包括对应分区的大小、起始地址、状态（是否己分配）。
2.1.3 动态分区分配
动态分区分配又称为可变分区分配。这种分配方式不会预先划分内存分区，而是在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区，并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统分区的大小和数目是可变的。
动态分区分配没有内部碎片，但是有外部碎片。
内部碎片：分配给某进程的内存区域中，如果有些部分没有用上。
外部碎片：是指内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用。
如果内存中空闲空间的总和本来可以满足某进程的要求，但由于进程需要的是一整块连续的内存空间，因此这些 “碎片”不能满足进程的需求。 可以通过紧凑（拼凑，Compaction）技术来解决外部碎片。
2.1.4 动态分区分配算法
2.1.4.1 首次适应算法
算法思想：将空闲分区链以地址递增的顺序连接；在进行内存分配时，从链首开始顺序查找，直到找到一块分区的大小可以满足需求时，按照该作业的大小，从该分区中分配出内存，将剩下的空闲分区仍然链在空闲分区链中。
优点：高址部分的大的空闲分区得到保留，为大作业的内存分配创造了条件；
缺点：
（1）每次都是优先利用低址部分的空闲分区，造成低址部分产生大量的外碎片。
（2）每次都是从低址部分查找，使得查找空闲分区的开销增大；
2.1.4.2 最佳适应算法
算法思想：将空闲分区链中的空闲分区按照空闲分区由小到大的顺序排序，从而形成空闲分区链。每次从链首进行查找合适的空闲分区为作业分配内存，这样每次找到的空闲分区是和作业大小最接近的，所谓“最佳”.
优点：第一次找到的空闲分区是大小最接近待分配内存作业大小的；
缺点: 产生大量难以利用的外部碎片。
2.1.4.3 最坏适应算法
算法思想：与最佳适应算法刚好相反，将空闲分区链的分区按照从大到小的顺序排序形成空闲分区链，每次查找时只要看第一个空闲分区是否满足即可。
优点：效率高，分区查找方便；
缺点：当小作业把大空闲分区分小了，那么，大作业就找不到合适的空闲分区。
2.1.4.4 临近适应算法
算法思想：分配内存时不是从链首进行查找可以分配内存的空闲分区，而是从上一次分配内存的空闲分区的下一个分区开始查找，直到 找到可以为该进程分配内存的空闲分区。
优点：
（1）使得空闲分区分布更加均匀；
（2）空闲分区的查找开销小；
缺点：高址部分的大空闲分区被分小，使得大作业进入无法分配内存；
2.1.4 小结
考虑支持多道程序的两种连续分配方式：
- 固定分区分配：缺乏灵活性，会产生大量的内部碎片， 内存的利用率很低。
- 动态分区分配：会产生很多外部碎片，虽然可以用 “紧凑”技术来处理，但是“紧凑”的时间代价很高
2.2 非连续分配管理方式
2.2.1 分页存储管理
空间划分
1）对于进程：将一个用户进程的地址空间（逻辑空间）划分成若干个大小相等的区域，称为页或页面。
2）对于内存：内存空间也分成与页大小相等的区域，称为块（物理块），同样是从0开始编号。
将内存空间分为一个个大小相等的分区（比如：每个分区4KB），每个分区就是一个“页框”，或称“页帧”、“存块”、“物理块”。每个页框有一个编号，即“页框号”（或 者“内存块号”、“页帧号”、“物理块号”）页框号从0开 始。
将用户进程的地址空间也分为与页框大小相等的一个个区域，称为“页”或“页面”。每个页面也有一个编号，即“页号”， 页号也是从0开始。（注：进程的最后一个页面可能没有一个页框那么大。因此， 页框不能太大，否则可能产生过大的内部碎片）
操作系统以页框为单位为各个进程分配内存空间。进程的每个页面分别放入一个页框中。也就是说，进程的页面与内存的页 框有一一对应的关系。各个页面不必连续存放，也不必按先后顺序来，可以放到不相邻的页框中。
地址结构
逻辑地址：
地址结构包含两个部分：前一部分为页号，后一部分为页内偏移量 W。在上图所示的例子中，地址长度为 32 位，其中 0~11位 为“页内偏移量”，或称“页内地址”：12~31 位为“页号”。
如果有 K 位表示“页内偏移量”，则说明该系统中一个页面的大小是$2^k$个内存单元,如果有M位表示“页号”，则说明在该系统中，一个进程最多允许有$2^M$个页面
物理地址：
物理地址长度为22位，其中块内位移占0~11，即每块的大小$2^{12}=4KB$；块号占12~21，地址空间最多允许有$2^{10} = 1K$块。
页表
地址转换
- 要算出逻辑地址对应的页号
- 要知道该页号对应页面在内存中的 起始地址
- 要算出逻辑地址在页面内的“偏移量”
- 物理地址 = 页面始址 + 页内偏移量
2.2.1.1 基本地址变换机构
基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。通常会在系统中设置一个页表寄存器（PTR），存放页表在内存中的起始地址F和页表长度M。进程未执行时，页表的始址和页表长度放在进程控制块（PCB）中，当进程被调度时，操作系到页表寄存器中。
基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。通常会在系统中设置一个页表寄存器（PTR），存放页表在内存中的起始地址F和页表长度M。进程未执行时，页表的始址和页表长度放在进程控制块（PCB）中，当进程被调度时，操作系统内核会把它们放到页表寄存器中。
注意：页面大小是2的整数幂
设页面大小为L，逻辑地址A到物理地址E的变换过程如下：
①计算页号 P 和页内偏移量W（如果用十进制数子算，则P=A/L，W=A%L；但是在计算机实际运行时，逻辑地址结构是固定不变的，因此计算机硬件可以更快地得到二进制表示的页号、页内偏移量）
②比较页号P 和页表长度M，若P≥M则产生越界中断，否则继续执行。（页号是从0开始的，而页表长度至少是1，因此P=M 时也会越界）
③页表中页号P对应的页表项地址=页表起始地F+页号P*页表项长度，取出该页表项内容b，即为内存块号。（注意区分页表项长度、页表长度、页面大小的区别。页表长度指的是这个页表中总共有几个页表项，即总共有几个页；页表项长度指的是每个页表项占多大的存储空间； 页面大小指的是一个页面占多大的存储空间）
④计算 E = b * L + W，用得到的物理地址E去访存。（如果内存块号、页面偏移量是用二进制表示的，那么把二者拼接起来就是最终的物理地址了）
2.2.1.2 具有快表的地址变换结果
时间局部性：如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次执行；如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再 次被访问。（因为程序中存在大量的循环）
空间局部性：一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问。（因为很多数据在内存中都是连续存放的）
在基本地址变换机构中，每次要访问一个逻辑地址，都需要查询内存中的页表。由于局部性原理，可能连续很多次查到的都是同一个页表项。既然如此，能否利用这个特性减少访问页表的次数呢？
快表，又称联想寄存器（TLB），是一种访问速度比内存快很多的高速缓冲存储器，用来存放当前访问的若干页表项，以加速地址变换的过程。与此对应，内存中的页表常称为慢表。
引入快表后，地址的变换过程
① CPU给出逻辑地址，由某个硬件算得页号、页内偏移量，将页号与快表中的所有页号进行比较。
② 如果找到匹配的页号，说明要访问的页表项在快表中有副本，则直接从中取出该页对应的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此， 若快表命中，则访问某个逻辑地址仅需一次访存即可。
③ 如果没有找到匹配的页号，则需要访问内存中的页表，找到对应页表项，得到页面存放的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表未命中，则访问某个逻辑地址需要两次访存（注意：在找到页表项后，应同时将其存入快表，以便后面可能的再次访问。但若快表己满，则必须按照一定的算法对旧的页表项进行替换）
由于查询快表的速度比查询页表的速度快很多，因此只要快表命中，就可以节省很多时间。 因为局部性原理，一般来说快表的命中率可以达到 90% 以上。
例：某系统使用基本分页存储管理，并采用了具有快表的地址变换机构。访问一次快表耗时 1us，访 问一次内存耗时 100us。若快表的命中率为 90%，那么访问一个逻辑地址的平均耗时是多少？
(1+100) * 0.9 + (1+100+100) * 0.1 = 111 us
有的系统支持快表和慢表同时查找，如果是这样，平均耗时应该是
(1+100) * 0.9 + (100+100) * 0.1 =110.9 us
若未采用快表机制，则访问一个逻辑地址需要 100+100 = 200us
显然，号入快表机制后，访问一个逻辑地址的速度快多了。
| 地址变换过程 | 访问一个逻辑地址的访存次数 | |
|---|---|---|
| 基本地址变换机构 | ①算页号、页内偏移量 ②检查页号合法性 ③查页表，找到页面存放的内存块号 ④根据内存块号与页内偏移量得到物理地址 ⑤访问目标内存单元 |
两次访存 |
| 具有块表的地址变换机构 | 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，并且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访问目标内存单元 |
快表命中，只需一次访存 快表未命中，只需两次访存 |
2.2.1.3 两级页表结构
2.2.2 基本分段存储管理
进程的地址空间：按照程序自身的逻辑关系划分为若干个段，每个段都有一个段名在低级语言中，程序员使用段名来编程），每段从0开始编址
内存分配规则：以段为单位进行分配，每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻。
2.2.2.1 基本原理
逻辑地址结构
段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少
在上述例子中，若系统是按字节寻址的，则 段号占16位，因此在该系统中，每个进程最多有 $2^{16} = 64K $个段 段内地址占 16位，因此每个段的最大长度是 $2^{16} = 64KB $。
段表
- 每个段对应一个段表项，其中记录了该段在内存中的起始位置（又称 “基址”）和段的长度。
- 各个段表项的长度是相同的。例如：某系统按字节寻址，采用分段存储管理，逻辑地址结构为（段号16位, 即可表示最大段长。物理内存大小为4GB（可用32位表示整个物理内存地址空间）。因此，可以让每个段表项占16+32=48位，即6B。于段表项长度相同，因此段号可以是隐含的，不占存储空间。若段表 存放的起始地址为 M，则 K号段对应的段表项存放的地址为 M + K*6
2.2.2.2 地址转换
2.2.2.3 小结
2.2.3 分段、分页管理的对比
页是信息的物理单位。分页的主要目的是为了实现离散分配，提高内存利用率。分页仅仅是系统管 理上的需要，完全是系统行为，对用户是不可见的。
段是信息的逻辑单位。分页的主要目的是更好地满足用户需求。一个段常包含着一组属于一个逻辑模块的信息。分段对用户是可见的，用户编程时需要显式地给出段名。
页的大小固定且由系统决定。段的长度却不固定，决定于用户编写的程序。
分页的用户进程地址空间是一维的，程序员只需给出一个记忆符即可表示一个地址。 分段的用户进程地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既要给出段名，也要给出段内地址。
分段比分页更容易实现信息的共享和保护。不能被修改的代码称为纯代码或可重入代码（不属于临 界资源），这样的代码是可以共享的。可修改的代码是不能共享的
访问一个逻辑地址需要几次访存？
分页（单级页表）：第一次访存——查内存中的页表，第二次访存——访问目标内存单元。总共两次 访存
分段：第一次访存——查内存中的段表，第二次访存——访问目标内存单元。总共两次访存 与分页系统类似，分段系统中也可以寻入快表机构，将近期访问过的段表项放到快表中，这样可以加
快地址变换速度。
| 优点 | 缺点 | |
|---|---|---|
| 分页管理 | 内存空间利用率高，不会产生外部碎片，只会有少量的页内碎片 | 不方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护 |
| 分段管理 | 很方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护 | 如果段长过大，为其分配很大的连续空间会很不方便。另外，段式管理会产生外部碎片 |