操作系统内存管理(ppt文档)
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分时操作系统
分时操作系统采用时间片轮转的方式处理 多个用户的请求，保证了每个用户都能得 到及时的响应。
网络操作系统
网络操作系统具有强大的网络管理功能， 支持多种网络协议和网络服务，使得计算 机网络更加高效、可靠、安全。
实时操作系统
实时操作系统能够在规定的时间内对外部 输入的信息做出处理，并控制所有实时设 备和实时任务协调一致地工作。
动态分区
根据作业的大小动态地建 立分区，使分区大小正好 适应作业的需要。
分区的分配与回收
采用一定的算法将空闲分 区分配给请求者，当作业 完成后将作业占用的分区 回收。
页式存储管理
01 02
基本思想
将程序的逻辑地址空间划分为固定大小的页，而物理内存划分为同样大 小的页框。程序加载时，可将任意一页放入内存中任意一个页框，实现 离散分配。
中断处理的概念
中断处理是指当设备发出中断请求时，CPU暂 停当前任务并转去处理中断请求的过程。
ABCD
设备驱动程序的功能
包括设备的初始化、设备的打开和关闭、设备的 读写以及设备的状态查询等。
中断处理的流程
包括中断请求的响应、中断服务程序的执行以及 中断返回等步骤。
06
操作系统安全与保护
操作系统安全概述
THANKS
感谢观看
访问控制与安全策略
访问控制机制
操作系统通过用户认证、文件权限、访问控制列表（ACL）等机制 实现访问控制，防止未经授权的访问。
安全策略实施
操作系统应实施强制访问控制（MAC）、自主访问控制（DAC） 等安全策略，确保只有经过授权的用户才能访问敏感资源。
审计与监控
操作系统应具备审计和监控功能，记录用户的操作行为，以便事后分 析和追责。
操作系统原理第5章 存储管理
• ⑶最佳适应算法
• 最佳适应算法的空闲链是按空闲区从小到大顺序排 列。为进程选择分区时总是寻找其大小最接近进程 所要求的存储区域。所谓“最佳”是指每次为进程 分配内存时，总是把能满足要求、又是最小的空闲 分区分配给进程，避免“大材小用”。
• 因为每次分配后所切割下来的剩余部分总是最小的， 这样将加速碎片的形成。
• ①如果被回收空闲分区没有空闲伙伴分区，那么保留该分区为一 个独立的空闲分区，否则执行②；
• ②合并回收分区及其伙伴分区，从而得到一个尺寸（2I+1）更大的 回收空闲分区，转移到①；
一个伙伴系统内存分配与回收的例子
• 伙伴系统克服了固定分区和动态分区存储管理技术的缺陷。但是伙伴 系统存在一个问题，即内存空间需要不断地进行分裂和合并，频繁的 伙伴分区合并操作会浪费很多时间。
• ③内存分配原则，以页帧为单位来分配内存，将进程若干个逻辑上连续的 页面装入若干个离散的页帧中，由页表提供进程的页号到存储空间帧号的 映射。
5.2.4伙伴系统
• 其实现原理如下： • 一个伙伴系统内存的用户可用空间为2U。进程申请存储空间时，
系统总是为其分配大小为2I的一个空闲分区。其中S≤I≤U，2S是系 统允许的最小分区尺寸。在实际操作系统中，最小分区尺寸一般 为212。 • 如果进程申请的存储空间大小为K，且2I-1<K≤2I，则将整个2I大小的 分区分配给该进程；否则，该分区被分割成两个大小相等的伙伴 分区，大小为2I-1；再判断K是否满足条件：2I-2<K≤2I-1，若满足条件， 则将两个伙伴中的任何一个分配给该进程。否则，将其中一个伙 伴又分成两个大小相等的伙伴分区；此过程一直继续进行，直到 产生的分区满足条件I-J≥S并2I-J-1<K≤2I-J，将2I-J大小的分区分配给该 进程；当I-J-1<S时，系统不再分割成两个大小相等的伙伴分区，将 2S大小的分区分配给该进程。 • 当进程执行完毕，释放一个尺寸为2I的分区时，系统用下面的算法 回收该分区。
第四章 内存管理
操作系统原理
2022/12/21
1
第四章 内存管理
4.0 问题导入
在现代操作系统中同时有多个进程在运行，每 个进程的程序和数据都需要放在内存中，那么 程序员在编写程序时是否需要知道程序和数据 的存放位置呢？
如果不知道，那么多个进程同时在内存中运 行，每个进程应占用哪些空间呢，
如何保证各个进程占用的空间不冲突呢？ 内存空间如何进行分配和管理呢？
2022/12/21
2
第四章 内存管理
4.1 内存管理概述 4.2 内存管理的基础 4.3 连续内存分配存储方式 4.4 虚拟存储
2022/12/21
2
4.1 内存管理概述
4.1.1 存储结构
存储层次
➢ CPU寄存器
➢ 辅存：固定磁盘、可移动 介质
层次越高，访问速度越快，
价格也越高，存储容量也
最小
7
4.1 内存管理概述
4.1.3 操作系统在内存中的位置
图4-2 仅有RAM时操作系统与用户程序的内存分配
2022/12/21
8
4.1 内存管理概述
4.1.3 操作系统在内存中的位置
图4-3 备有ROM时操作系统和用户程序之内存分配
2022/12/21
9
4.1 内存管理概述
4.1.3 操作系统在内存中的位置
多个小分区 适量中分区 少量大分区
34
内存分配例子
分区号 大小(K) 起始地址(K) 状态
1
12
20
已分配
2
32
32
已分配
3
64
64
已分配
4
128
128
未分配
固定分区使用表
2022/12/21
1
第四章 内存管理
4.0 问题导入
在现代操作系统中同时有多个进程在运行，每 个进程的程序和数据都需要放在内存中，那么 程序员在编写程序时是否需要知道程序和数据 的存放位置呢？
如果不知道，那么多个进程同时在内存中运 行，每个进程应占用哪些空间呢，
如何保证各个进程占用的空间不冲突呢？ 内存空间如何进行分配和管理呢？
2022/12/21
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第四章 内存管理
4.1 内存管理概述 4.2 内存管理的基础 4.3 连续内存分配存储方式 4.4 虚拟存储
2022/12/21
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4.1 内存管理概述
4.1.1 存储结构
存储层次
➢ CPU寄存器
➢ 辅存：固定磁盘、可移动 介质
层次越高，访问速度越快，
价格也越高，存储容量也
最小
7
4.1 内存管理概述
4.1.3 操作系统在内存中的位置
图4-2 仅有RAM时操作系统与用户程序的内存分配
2022/12/21
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4.1 内存管理概述
4.1.3 操作系统在内存中的位置
图4-3 备有ROM时操作系统和用户程序之内存分配
2022/12/21
9
4.1 内存管理概述
4.1.3 操作系统在内存中的位置
多个小分区 适量中分区 少量大分区
34
内存分配例子
分区号 大小(K) 起始地址(K) 状态
1
12
20
已分配
2
32
32
已分配
3
64
64
已分配
4
128
128
未分配
固定分区使用表
计算机操作系统(第二版)课件：openEuler内存管理
非活跃文件页LRU链表：
保存最近未被访问过的文件页
活跃文件页LRU链表：
保存最近被访问过的文件页
不可回收LRU链接：
保存所有禁止换出的页
4.8 openEuler内存管理
4.8.6 openEuler页置换策略：参考《openEuler操作系统》，任炬等著
2. 页面回收
活跃LRU链表尾部
活跃链表页面数＜系统既定标准
4.8 openEuler内存管理
4.8.4 openEuler标准大页
三、伪文件系统：hugetlbfs
使用标准大页：访问伪文件系统hugetlbfs
hugetlbfs_mount()：挂载伪文件系统hugetlbfs open()：在hugetlbfs文件系统上创建新文件 mmap()：将文o_swap_page()
4.8 openEuler内存管理
4.8.6 openEuler页置换策略：参考《openEuler操作系统》，任炬等著
1. LRU置换策略
非活跃匿名页LRU链表：
保存最近未被访问过并且可存放到交换空间的匿名页
活跃匿名页LRU链表：
保存最近被访问过的匿名页
4.8 openEuler内存管理
4.8.5 openEuler请求调页：参考《openEuler操作系统》，任炬等著
2. 虚拟地址段：vm_area_struct
struct vm_area_struct { unsigned long vm_start; unsigned long vm_end; struct file* vm_file struct vm_area_struct *vm_next, *vm_prev; …
周期异步内存回收： 内存空闲块低于
保存最近未被访问过的文件页
活跃文件页LRU链表：
保存最近被访问过的文件页
不可回收LRU链接：
保存所有禁止换出的页
4.8 openEuler内存管理
4.8.6 openEuler页置换策略：参考《openEuler操作系统》，任炬等著
2. 页面回收
活跃LRU链表尾部
活跃链表页面数＜系统既定标准
4.8 openEuler内存管理
4.8.4 openEuler标准大页
三、伪文件系统：hugetlbfs
使用标准大页：访问伪文件系统hugetlbfs
hugetlbfs_mount()：挂载伪文件系统hugetlbfs open()：在hugetlbfs文件系统上创建新文件 mmap()：将文o_swap_page()
4.8 openEuler内存管理
4.8.6 openEuler页置换策略：参考《openEuler操作系统》，任炬等著
1. LRU置换策略
非活跃匿名页LRU链表：
保存最近未被访问过并且可存放到交换空间的匿名页
活跃匿名页LRU链表：
保存最近被访问过的匿名页
4.8 openEuler内存管理
4.8.5 openEuler请求调页：参考《openEuler操作系统》，任炬等著
2. 虚拟地址段：vm_area_struct
struct vm_area_struct { unsigned long vm_start; unsigned long vm_end; struct file* vm_file struct vm_area_struct *vm_next, *vm_prev; …
周期异步内存回收： 内存空闲块低于
计算机操作系统ppt课件
contents •计算机操作系统概述•进程管理•内存管理•文件系统•设备管理•用户界面与交互性支持•网络操作系统简介目录01计算机操作系统概述定义与功能定义管理计算机资源提供用户界面组织计算机工作流程发展历程及分类发展历程分类操作系统与硬件/软件关系与硬件关系与软件关系02进程管理进程概念及状态转换进程定义01进程状态02进程控制块（PCB）03先来先服务（FCFS ）优先级调度时间片轮转（RR ）短作业优先（SJF ）进程调度算法进程同步与通信机制信号量机制消息传递机制管道通信共享内存机制03内存管理内存空间分配方式连续分配方式非连续分配方式允许一个程序分散地装入到不相邻的内存分区中，包括基本分页存储管理、基本分段存储管理和段页式存储管理。
虚拟内存技术原理及应用虚拟内存技术原理虚拟内存技术应用内存保护机制界限寄存器保护访问控制列表硬件保护键04文件系统文件概念及类型划分文件概念文件是计算机中存储数据的基本单位，通常是一组相关数据的集合，可以包含文本、图像、音频、视频等多种形式的数据。
类型划分根据文件的性质和用途，可以将其划分为不同类型，如文本文件、二进制文件、图像文件、音频文件、视频文件等。
文件组织结构文件逻辑结构文件的逻辑结构是指用户从逻辑上看到的文件组织形式，包括流式文件和记录式文件两种。
流式文件以字节为单位进行组织，而记录式文件则以记录为单位进行组织。
文件物理结构文件的物理结构是指文件在存储设备上的存放方法，包括连续文件、串联文件和索引文件三种。
连续文件将文件信息按顺序连续存放在磁盘上；串联文件将文件信息分散存放在磁盘上，通过指针链接；索引文件则通过建立索引表的方式来管理和访问文件。
文件的访问权限是指用户对文件的读、写和执行等操作的许可权。
操作系统通常提供了一套机制来控制不同用户对文件的访问权限，以保障系统的安全性和数据的保密性。
访问权限常见的文件访问权限控制方法包括自主访问控制（DAC ）、强制访问控制（MAC ）和基于角色的访问控制（RBAC ）。
2024版年度《操作系统》ppt课件
2024/2/2
成组链接法
将若干个空闲块组成一组，第一块的指针指向下一组空闲块 的第一块，最后一块的指针指向本组的空闲块总数，分配和 回收空间时均以组为单位进行。
31
磁盘容错技术
奇偶校验
通过增加冗余信息来检测并纠正数 据传输过程中可能出现的错误。
日志结构文件系统
将多个磁盘组合成一个逻辑磁盘， 通过数据分条、镜像、奇偶校验等
2024/2/2
最短寻道时间优先（SSTF）
优先选择距离当前磁头位置最近的请求进行服务，可减少磁头移动距 离，但可能导致某些请求长时间等待。
扫描算法（SCAN）
磁头从一端向另一端移动，途中满足遇到的请求，到达另一端后返回， 途中再次满足遇到的请求，如此往复。
循环扫描算法（CSCAN）
类似于SCAN算法，但磁头只在一个方向上移动，到达另一端后立即 返回起始端，途中不服务请求，返回途中再满足遇到的请求。
通信加密
对网络通信数据进行加密，防止数据在传输过程 中被窃取或篡改。
2024/2/2
36
防火墙与入侵检测系统设计
1 2
防火墙技术 通过包过滤、代理服务等技术，对网络进行访问 控制，防止外部攻击。
入侵检测系统 实时监控网络和系统事件，发现可疑行为并及时 报警，防止内部和外部的入侵行为。
3
防火墙与入侵检测系统的整合 将防火墙和入侵检测系统相结合，实现更全面的 安全防护。
功能
操作系统的主要功能包括管理计算机硬 件和软件资源，提供用户界面，以及控 制和管理计算机系统的各个部分。
2024/2/2
4
发展历程与分类
发展历程
从手工操作到批处理系统，再到分时系统、实时系统、网络操作系统和分布式 操作系统等。
成组链接法
将若干个空闲块组成一组，第一块的指针指向下一组空闲块 的第一块，最后一块的指针指向本组的空闲块总数，分配和 回收空间时均以组为单位进行。
31
磁盘容错技术
奇偶校验
通过增加冗余信息来检测并纠正数 据传输过程中可能出现的错误。
日志结构文件系统
将多个磁盘组合成一个逻辑磁盘， 通过数据分条、镜像、奇偶校验等
2024/2/2
最短寻道时间优先（SSTF）
优先选择距离当前磁头位置最近的请求进行服务，可减少磁头移动距 离，但可能导致某些请求长时间等待。
扫描算法（SCAN）
磁头从一端向另一端移动，途中满足遇到的请求，到达另一端后返回， 途中再次满足遇到的请求，如此往复。
循环扫描算法（CSCAN）
类似于SCAN算法，但磁头只在一个方向上移动，到达另一端后立即 返回起始端，途中不服务请求，返回途中再满足遇到的请求。
通信加密
对网络通信数据进行加密，防止数据在传输过程 中被窃取或篡改。
2024/2/2
36
防火墙与入侵检测系统设计
1 2
防火墙技术 通过包过滤、代理服务等技术，对网络进行访问 控制，防止外部攻击。
入侵检测系统 实时监控网络和系统事件，发现可疑行为并及时 报警，防止内部和外部的入侵行为。
3
防火墙与入侵检测系统的整合 将防火墙和入侵检测系统相结合，实现更全面的 安全防护。
功能
操作系统的主要功能包括管理计算机硬 件和软件资源，提供用户界面，以及控 制和管理计算机系统的各个部分。
2024/2/2
4
发展历程与分类
发展历程
从手工操作到批处理系统，再到分时系统、实时系统、网络操作系统和分布式 操作系统等。
ucOSII内存管理.ppt
内存管理（续）
如图所示，在一个系 统中可以有多个内存 分区。这样，用户的 应用程序就可以从不 同的内存分区中得到 不同大小的内存块。 但是，特定的内存块 在释放时必须重新放 回它以前所属于的内 存分区。采用这样的 内存管理算法，上面 的内存碎片问题就得 到了解决。
内存控制块
typedef struct { void *OSMemAddr;
由于内存管理算法的原因，malloc()和free()函 数执行时间是不确定的。
内存管理（续）
在μC/OS-II中，操作 系统把连续的大块内 存按分区来管理。每 个分区中包含有整数 个大小相同的内存块， 如图所示。利用这种 机制，μC/OS-II 对 malloc()和free()函 数进行了改进，使得 它们可以分配和释放 固定大小的内存块。 这样一来，malloc() 和free()函数的执行 时间也是固定的了。
void *OSMemFreeList; INT32U OSMemBlkSize; INT32U OSMemNBlks; INT32U OSMemNFree;} OS_MEM;
为了便于内存的管理，在μC/OSII中使用内存控制块（memory control blocks）的数据结构来跟 踪每一个内存分区，系统中的每个 内存分区都有它自己的内存控制块。
plink = (void **)pblk; pblk = pblk + blksize; } *plink = (void *)0; OS_ENTER_CRITICAL(); pmem->OSMemAddr = addr; (6) /在对应的内存控制块中填写相应的信 息 pmem->OSMemFreeList = addr; pmem->OSMemNFree = nblks; pmem->OSMemNBlks = nblks; pmem->OSMemBlkSize = blksize; OS_EXIT_CRITICAL(); *err = OS_NO_ERR; return (pmem); (7) /返回指向该内存块的指针，该指针在以后对内存块的 操作中使用。 }
计算机操作系统第4章存储器管理PPT课件
➢ 不支持多道程序
➢ 内存利用率不高
➢ 受内存容量限制
23
4.2.2 连续分区存储管理
➢ 将内存划分成若干个连续区域，称为分区 ➢ 每个分区只能存储一个程序，而且程序也只
能在它所驻留的分区中运行(连续性)
➢ 是实现多道程序的最简单的存储管理方案 ➢ 根据划定的分区是否可变，分为固定分区和
可变分区管理
编译/链接
地址映射
data1 3456
200
3456
1200
3456
15
三种装入方式
➢ 绝对装入
✓ 编译时给出绝对地址
✓ 相对地址与绝对地址相同，无须地址转换
✓ 适用于单道程序环境
➢ 静态重定位装入
✓ 相对地址与绝对地址不同
✓ 装入时一次性给出绝对地址
➢ 动态重定位装入
✓ 相对地址与绝对地址不同
✓ 地址的转换推迟到指令运行时才进行
24
1. 固定分区 ➢ 基本思想
✓ 由OS在初启时，将内存空间划分为若干连 续区域，一个区域称为一个分区
✓ 每个分区的大小固定不变，每个分区装一 个且只能装一个进程
✓ 每个分区大小可以相同也可以不同
25
➢ 数据结构 ✓ 分区说明表：分区号、起始地址、大小、状态 ✓ 分区请求表：进程号、内存大小
分区号 始址(K) 大小(K) 状态
要位置
➢ 任何一种存储装置，都无法同时从速度与
容量两方面，满足用户的需求
➢ 实际上它们组成了一个速度由快到慢，容
量由小到大的存储装置层次结构
5
存储器层次
存取时间减少
高速缓存
存取速度增加 存取成本增加
内存
存储容量减少
计算机操作系统管理 内存管理
简单存储管理
定位和重定位 程序的装入 绝对装入方式(Absolute Loading Mode)
程序中所使用的绝对地址，既可在编译或汇编时给出， 也可由程序员 直接赋予
例如：ORG 1000H
可重定位装入方式(Relocation Loading Mode)
静态 动态
简单存储管理
选择
分区分配内存管理方式的主要保护措施是
A．界地址保护 B．程序代码保护 C．数据保护 D．栈保护
综合题
页号 0 1 2
页框号 101H ---254H
有效位 1 0 1
请求分页管理系统中，假设某进程的页表内容如左表所示，页面大 小为4KB，一次内存的访问时间是100ns，一次快表（TLB）的访问 时间是10ns，处理一次缺页的平均时间为108ns（己含更新TLB和页 表的时间），进程的驻留集大小固定为2，采用最近最少使用置换算 法（LRU）和局部淘汰策略。假设①TLB初始为空；②地址转换时先 访问TLB，若TLB未命中，再访问页表（忽略访问页表之后的TLB更新 时间）；③有效位为0表示页面不在内存，产生缺页中断，缺页中断
若工作集的窗口大小为6，则在t时刻的工作集为 A．{6，0，3，2} B．{2，3，0，4} C．{0，4，3，2，9} D．{4，5，6，0，3，2}
虚拟存储管理
Belady’s 异常 Thrashing 抖动
选择
在页式虚拟存储管理系统中，采用某些页面置换算法，会出现 Belady异常现象，即进程的缺页次数会随着分配给该进程的页框个 数的增加而增加。下列算法中，可能出现Belady异常现象的是
A．28字节 B．216字节 C．224字节 D．232字节
选择
某计算机采用二级页表的分页存储管理方式，按字节编址， 页大小为210字节，页表项大小为2字节，逻辑地址结构为 下图所示，逻辑地址空间大小为216页，则表示整个逻辑
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缓存 为了确保正常运行必须保护内存
首先讨论： 符号内存地址到实际物理地址的绑定 逻辑地址与物理地址的区别 动态装载、动态链接代码及共享库
在计算机科学中，库是用于开发软件的子程序 集合。库和可执行文件的区别是，库不是独立 程序，他们是向其他程序提供服务的代码。
库链接是指把一个或多个库包括到程序中，有 两种链接形式：静态链接和动态链接，相应的， 前者链接的库叫做静态库后者的叫做动态库。
绑定
内存管理 单元(MMU)
内存管理单元（MMU）
映射虚拟地址为物理地址的硬件设备
用户进程所生成的地址在送交内存之前，都将 加上重定位寄存器（基地址寄存器）的值
用户程序决不会看到真正的物理地址
库的链接及加载
静态链接 动态链接 （dynamic link） 动态加载 （dynamic loading）
– 首次适应（First-fit） – 最佳适应（Best-fit） – 最差适应（Worst-fit）
First-fit和best-fit在分配速度及存储效率上优于 Worst-fit
碎片（Fragmentation）
外部碎片 内部碎片 紧缩（compaction）：用来降低外部碎片
静态链接是由链接器在链接时将库的内容加入 到可执行程序中的做法。链接器是一个独立程 序，将一个或多个库或目标文件（先前由编译 器或汇编器生成）链接到一块生成可执行程序。
静态链接的最大缺点是生成的可执行文件太大， 需要更多的系统资源，在装入内存时也会消耗 更多的时间。
动态链接，在可执行文件装载时或运行时，由 操作系统的装载程序加载库。大多数操作系统 将解析外部引用（比如库）作为加载过程的一 部分。
地址转换体系结构
逻辑内存和物理内存的分页模型保存在内存中 页表基寄存器（PTBR）指向页表 页表长度寄存器（PTLR）指示页表的大小 在这种方式下，每次数据/指令的访问需要访问两次内
存。一次访问页表，另一次访问数据/指令 两次内存访问问题可以用特别的快速查找硬件缓冲
序，或如果该程序不在内存时应如何装入库 存根会用子程序地址来替换自己，并开始子程序 存根首先检查所需子程序是否在内存中，如果不在，
就将子程序装入内存。 动态链接通常适用于系统库 需要操作系统的帮助
2. 交换（swapping)
进程可以暂时从内存中交换到备份存储(backing store)上，当需 要再次执行时再调回到内存
（frame） 将逻辑内存分为同样大小的块，称为页
（page） 跟踪所有的空闲帧 建立页表用来将逻辑地址转换为物理地址。 内部碎片
地址转换方法
CPU生成的地址分成以下两部分
– 页号(p)：页号作为页表中的索引。页表中包含每 页所在物理内存的基地址。
– 页偏移(d)：与页的基地址组合就形成了物理地址， 就可送交物理单元。
backing store –通常是快速磁盘
优先级调度算法中使用 滚出（roll out）, 滚入（roll in） 交换时间 转移时间，而转移时间与交换内存空间量成正比
问：将交换出的进程再交换（调回）回来的时候，应调回哪个内 存空间（编译时，加载时，执行时）
连续分配
内存通常分为两个区域：
重定位和界限寄存器的硬件支持
多分区分配方法
– 孔（Hole）：一块可用内存称为孔。不同大小的孔 分布在内存的不同地方。
– 当有新进程需要内存时，为该进程查找足够大的孔。 – 操作系统维护的信息包括：
已分配分区 空闲分区（hole）
动态存储分配问题
根据一组空闲孔来分配大小为n的请求。
（称为关联内存或翻译后备缓冲器）来解决。
关联存储
关联内存 － 并行搜索
– 当关联内存根据给定值查找 时，它会同时与所有键进行 比较。如果找到条目，那么 就得到相应的值域
地址转换（A’, A’’）
– 如果A’在关联寄存器中，则 直接取出其对应的frame #
内存管理
目的
详细描述内存硬件的各种组织方法 讨论各种内存管理技术，包括分页和分
段 详细描述 Intel Pentium 芯片，它支持纯
分段和带分页的分段
背景
为了运行程序必须把程序从磁盘载入到内存 内存和寄存器是CPU唯一能直接访问的存储器 寄存器的访问时间 vs 内存的访问时间
– 一个用于驻留操作系统，常与中断向量一起放在低 内存
– 另一个用于用户进程，常放在高内存。
单分区分配方法（Single-partition allocation）
– 重定位寄存器方案用来保护用户进程之间，用户进 程与操作系统之间不会相互修改代码与数据
– 重定位寄存器包含了最小的物理地址；界限寄存器 包含了逻辑地址的范围，每个逻辑地址必须小于界 限寄存器
基地址寄存器和界限地址寄存器
一个进程使用的内存地址范围是由一对基地址 寄存器和界限地址寄存器来定义
一个用户程序的多步骤处理
地址绑定
地址绑定是从一个地址空间到另一个地址空间 的映射
将指令与数据绑定到内存，有以下几种情况
不知道驻留地址
逻辑地址空间和物理地址空间
逻辑地址：CPU所生成的地址 –(虚拟地址) 物理地址：从内存单元所看到的地址
– 移动内存内容，以便所有空闲空间合并成一整块。 – 如果重定位是动态的，是在运行时进行的，那么就能采用紧
缩
另一种可能解决外部碎片问题的方法是允许物理地址 空间为非连续，这样只要有物理内存就可为进程分配。
– 分页 – 分段
分页(Paging)
一个进程的物理地址可以是非连续的 将物理内存分成固定大小的块，称为帧
动态加载
直到被调用之前，程序不会被载入到内存，即 加载延迟到运行时
优点 不使用的程序不会载入到内存， 既而内存使
用率高 适合用户用大量代码来操作不常发生事件时 不需要操作系统的特别支持，由程序员来设计
动态链接
链接延迟到执行时 小程序, stub（存根）, 用来定位适当的内存驻留库程
首先讨论： 符号内存地址到实际物理地址的绑定 逻辑地址与物理地址的区别 动态装载、动态链接代码及共享库
在计算机科学中，库是用于开发软件的子程序 集合。库和可执行文件的区别是，库不是独立 程序，他们是向其他程序提供服务的代码。
库链接是指把一个或多个库包括到程序中，有 两种链接形式：静态链接和动态链接，相应的， 前者链接的库叫做静态库后者的叫做动态库。
绑定
内存管理 单元(MMU)
内存管理单元（MMU）
映射虚拟地址为物理地址的硬件设备
用户进程所生成的地址在送交内存之前，都将 加上重定位寄存器（基地址寄存器）的值
用户程序决不会看到真正的物理地址
库的链接及加载
静态链接 动态链接 （dynamic link） 动态加载 （dynamic loading）
– 首次适应（First-fit） – 最佳适应（Best-fit） – 最差适应（Worst-fit）
First-fit和best-fit在分配速度及存储效率上优于 Worst-fit
碎片（Fragmentation）
外部碎片 内部碎片 紧缩（compaction）：用来降低外部碎片
静态链接是由链接器在链接时将库的内容加入 到可执行程序中的做法。链接器是一个独立程 序，将一个或多个库或目标文件（先前由编译 器或汇编器生成）链接到一块生成可执行程序。
静态链接的最大缺点是生成的可执行文件太大， 需要更多的系统资源，在装入内存时也会消耗 更多的时间。
动态链接，在可执行文件装载时或运行时，由 操作系统的装载程序加载库。大多数操作系统 将解析外部引用（比如库）作为加载过程的一 部分。
地址转换体系结构
逻辑内存和物理内存的分页模型保存在内存中 页表基寄存器（PTBR）指向页表 页表长度寄存器（PTLR）指示页表的大小 在这种方式下，每次数据/指令的访问需要访问两次内
存。一次访问页表，另一次访问数据/指令 两次内存访问问题可以用特别的快速查找硬件缓冲
序，或如果该程序不在内存时应如何装入库 存根会用子程序地址来替换自己，并开始子程序 存根首先检查所需子程序是否在内存中，如果不在，
就将子程序装入内存。 动态链接通常适用于系统库 需要操作系统的帮助
2. 交换（swapping)
进程可以暂时从内存中交换到备份存储(backing store)上，当需 要再次执行时再调回到内存
（frame） 将逻辑内存分为同样大小的块，称为页
（page） 跟踪所有的空闲帧 建立页表用来将逻辑地址转换为物理地址。 内部碎片
地址转换方法
CPU生成的地址分成以下两部分
– 页号(p)：页号作为页表中的索引。页表中包含每 页所在物理内存的基地址。
– 页偏移(d)：与页的基地址组合就形成了物理地址， 就可送交物理单元。
backing store –通常是快速磁盘
优先级调度算法中使用 滚出（roll out）, 滚入（roll in） 交换时间 转移时间，而转移时间与交换内存空间量成正比
问：将交换出的进程再交换（调回）回来的时候，应调回哪个内 存空间（编译时，加载时，执行时）
连续分配
内存通常分为两个区域：
重定位和界限寄存器的硬件支持
多分区分配方法
– 孔（Hole）：一块可用内存称为孔。不同大小的孔 分布在内存的不同地方。
– 当有新进程需要内存时，为该进程查找足够大的孔。 – 操作系统维护的信息包括：
已分配分区 空闲分区（hole）
动态存储分配问题
根据一组空闲孔来分配大小为n的请求。
（称为关联内存或翻译后备缓冲器）来解决。
关联存储
关联内存 － 并行搜索
– 当关联内存根据给定值查找 时，它会同时与所有键进行 比较。如果找到条目，那么 就得到相应的值域
地址转换（A’, A’’）
– 如果A’在关联寄存器中，则 直接取出其对应的frame #
内存管理
目的
详细描述内存硬件的各种组织方法 讨论各种内存管理技术，包括分页和分
段 详细描述 Intel Pentium 芯片，它支持纯
分段和带分页的分段
背景
为了运行程序必须把程序从磁盘载入到内存 内存和寄存器是CPU唯一能直接访问的存储器 寄存器的访问时间 vs 内存的访问时间
– 一个用于驻留操作系统，常与中断向量一起放在低 内存
– 另一个用于用户进程，常放在高内存。
单分区分配方法（Single-partition allocation）
– 重定位寄存器方案用来保护用户进程之间，用户进 程与操作系统之间不会相互修改代码与数据
– 重定位寄存器包含了最小的物理地址；界限寄存器 包含了逻辑地址的范围，每个逻辑地址必须小于界 限寄存器
基地址寄存器和界限地址寄存器
一个进程使用的内存地址范围是由一对基地址 寄存器和界限地址寄存器来定义
一个用户程序的多步骤处理
地址绑定
地址绑定是从一个地址空间到另一个地址空间 的映射
将指令与数据绑定到内存，有以下几种情况
不知道驻留地址
逻辑地址空间和物理地址空间
逻辑地址：CPU所生成的地址 –(虚拟地址) 物理地址：从内存单元所看到的地址
– 移动内存内容，以便所有空闲空间合并成一整块。 – 如果重定位是动态的，是在运行时进行的，那么就能采用紧
缩
另一种可能解决外部碎片问题的方法是允许物理地址 空间为非连续，这样只要有物理内存就可为进程分配。
– 分页 – 分段
分页(Paging)
一个进程的物理地址可以是非连续的 将物理内存分成固定大小的块，称为帧
动态加载
直到被调用之前，程序不会被载入到内存，即 加载延迟到运行时
优点 不使用的程序不会载入到内存， 既而内存使
用率高 适合用户用大量代码来操作不常发生事件时 不需要操作系统的特别支持，由程序员来设计
动态链接
链接延迟到执行时 小程序, stub（存根）, 用来定位适当的内存驻留库程