【复习408】操作系统存储器管理浅析

1. 存储器管理概述与核心功能

存储器管理是操作系统的核心功能之一，其主要任务包括内存分配与回收、地址变换、内存共享与保护以及内存扩充。现代操作系统采用层次化的存储结构，通过多级存储体系（寄存器、高速缓存、主存、磁盘）实现性能与成本的平衡。
关键原理： 逻辑地址与物理地址的转换是贯穿整个章节的核心线索。操作系统通过地址变换机构（页表、段表、快表等）实现从进程逻辑地址空间到物理内存空间的映射。这一机制不仅支持了内存保护（防止进程间非法访问），也为虚拟内存技术奠定了基础。

2. 程序装入与链接技术

程序的装入与链接是程序执行前的必要准备阶段。重点三种装入方式：绝对装入（编译时绑定）、可重定位装入（静态绑定）和动态运行时装入（运行时绑定）。其中动态装入配合页式或段式管理，是实现虚拟内存的前提。

链接技术 包括静态链接、装入时动态链接和运行时动态链接。链接过程将编译后的目标模块组合成可执行文件，解决符号引用问题。

3. 连续分配管理方式

连续分配是最早出现的内存管理策略。

3.1 单一连续分配与固定分区

单一连续分配仅支持单道程序，内存利用率极低。固定分区分配将内存划分为固定大小的分区，支持多道程序但存在严重的内部碎片问题。

3.2 动态分区分配

可变分区（动态分区）根据进程实际需求分配内存，消除了内部碎片但引入了外部碎片。为缓解外部碎片，系统可采用**紧凑（Compaction）**技术，通过移动进程占用区合并空闲空间。

核心——分配算法：

• 首次适应算法（First Fit）‍ ：从低地址开始查找第一个满足大小的空闲分区，实现简单但会在低地址留下大量小碎片。
• 循环首次适应（Next Fit）‍ ：从上次查找结束位置继续查找，避免总是从头扫描开销。
• 最佳适应（Best Fit）‍ ：选择能满足需求的最小空闲分区，保留大分区但产生大量难以利用的微小碎片。
• 最坏适应（Worst Fit）‍ ：选择最大空闲分区，减少碎片数量但难以满足大进程需求。

4. 分页存储管理

分页存储管理是现代操作系统的基石，也是408考试的重中之重。

4.1 核心机制

分页系统将逻辑地址空间划分为固定大小的页面（Page），将物理内存划分为同样大小的页框（Frame）。通过页表实现页号到页框号的映射，实现离散分配，彻底消除外部碎片。

地址转换过程： 逻辑地址由页号P和页内偏移量W组成。MMU通过页表基址寄存器找到页表，用P索引页表项获取页框号，再结合W形成物理地址。

4.2 快表（TLB）与多级页表

为解决页表占用内存过大的问题，系统引入**快表（TLB）**缓存近期访问的页表项，将地址转换时间从两次内存访问降至一次。

当逻辑地址空间极大时（如64位系统），页表本身也极为庞大。多级页表通过层次化结构，仅将当前使用的页表保留在内存，极大降低了内存开销。例如，二级页表将逻辑地址分解为页目录索引、页表索引和偏移量三部分。

地址转换示例： 假设32位系统采用二级页表，页大小4KB（偏移量12位），页目录和页表各10位。逻辑地址0x12345678分解为：页目录索引0x48、页表索引0xD6、偏移0x678。MMU先查页目录得页表物理地址，再查页表得页框号，最后合成物理地址。

4.3 页面置换算法

当内存满时，系统需选择页面换出磁盘，这就是页面置换算法，是虚拟内存的核心。

必考算法包括：

• OPT（最佳置换）‍ ：选择未来最久不被访问的页面，理论最优但不可实现，常用于评价其他算法。
• FIFO（先进先出）‍ ：淘汰最早进入的页面，实现简单但可能产生Belady异常（增加页框数反而提高缺页率）。
• LRU（最近最久未使用）‍ ：淘汰最久未访问的页面，性能接近OPT，但实现复杂，需硬件支持（如计数器或栈）。
• Clock（时钟算法）‍ ：LRU的近似实现，利用引用位和修改位，将页面组织成环形队列，扫描选择淘汰页，开销较低。
• 改进型Clock：考虑修改位，优先淘汰未修改页面，减少I/O开销。

算法复杂度分析：

• 实现复杂度：OPT > LRU > Clock > FIFO。OPT需预知未来，仅用于理论；LRU需维护访问时间戳，硬件开销大；Clock只需维护引用位，实际系统常用。
• 时间复杂度：FIFO和LRU在纯软件实现下为O(N*M)（N为页框数，M为访问序列长度），但硬件支持下的LRU可达O(1)
  。Clock算法每次扫描平均O(1)，最坏O(N)。
• 空间复杂度：FIFO需维护队列O(N)；LRU需栈或计数器O(N)；Clock仅需引用位数组O(N)。

5. 分段存储管理

分段管理从逻辑意义出发，将程序划分为若干段（如主程序段、数据段），每段有独立的名字和长度。逻辑地址由段号和段内偏移组成，通过段表实现地址映射。

优点： 符合程序模块化设计，便于共享与保护，无内部碎片。
缺点： 存在外部碎片，内存利用率低于分页。

地址转换： 逻辑地址(S, W)，用S检索段表得段基址，与W相加得物理地址。需检查W是否越界。

6. 段页式存储管理

段页式管理结合分段与分页优点：先按逻辑分段，每段内再分页。系统维护段表和页表两级结构，逻辑地址由段号、段内页号、页内偏移组成。

地址转换： 先用段号查段表得页表起始地址，再用页号查页表得页框号，最后合成物理地址。需两次查表，系统开销大，但兼具逻辑清晰与内存利用率高的优势。

7. 虚拟存储器

虚拟存储器是408考试中的核心概念，基于局部性原理（时间局部性与空间局部性），通过请求分页/分段技术，将部分程序装入内存即可运行，其余部分驻留磁盘。

7.1 核心特征

• 多次性：作业分多次调入内存。
• 对换性：允许作业在运行中换进换出。
• 虚拟性：逻辑上扩充内存容量。

7.2 请求分页管理

请求分页在分页基础上增加请求调页和页面置换功能。页表项扩展了状态位（标识页面是否在内存）、访问字段（记录访问频率）、修改位（标识是否被改写）和外存地址。

缺页中断处理流程： 当访问页面不在内存时，触发缺页中断。OS保留CPU现场，从外存调入页面，更新页表，可能触发页面置换，最后恢复中断继续执行。整个过程涉及页表更新与TLB刷新，以确保地址转换一致性。

8. 多级页表的实现细节

8.1 结构与实现

多级页表通过树状结构管理页表项，顶级为页目录（Page Directory），次级为页表。32位系统常用二级页表，64位系统常用四级（PML4、PDPT、PD、PT）。

页表项结构： 每个页表项（PTE）存储物理页框号、有效位、权限位等。以x86-64为例，PTE包括：

• Present位：页面是否在内存。
• R/W位：读写权限。
• U/S位：用户/内核访问权限。
• Accessed位：是否被访问过。
• Dirty位：是否被修改。
• NX位：禁止执行（防溢出攻击）。
• PFN：物理页框号。

8.2 地址分解过程

以32位二级页表为例，4KB页大小对应12位偏移。虚拟地址分解为：

• 页目录索引：10位（高10位）
• 页表索引：10位（中10位）
• 页内偏移：12位（低12位）
  MMU从CR3寄存器获取页目录基址，用页目录索引得页表地址，再用页表索引得页框号，最后加偏移得物理地址。

示例代码逻辑（伪代码）：

// 二级页表地址转换
phy_addr translate(addr virt) {
    pd_index = (virt >> 22) & 0x3FF;      // 页目录索引
    pt_index = (virt >> 12) & 0x3FF;      // 页表索引
    offset   = virt & 0xFFF;              // 页内偏移
    
    pd_entry = CR3[pd_index];             // 查页目录
    pt_base  = pd_entry.page_table_base;  // 得页表基址
    
    pt_entry = pt_base[pt_index];         // 查页表
    frame    = pt_entry.frame_number;     // 得页框号
    
    return (frame << 12) | offset;        // 合成物理地址
}