总结-操作系统--存储管理
操作系统中管理分层存储器体系的部分称为存储管理器（memory manager）。它的任务是有效地管理内存，即记录哪些内存是正在使用的，哪些内存是空闲的；在进程需要时为其分配内存，在进程使用完后释放内存。
无存储器抽象
在只有操作系统和一个用户进程的情形下，组织内存的三种简单方法（当然也存在其他方案）
不使用内存抽象度情况下运行多道程序
例如程序A在内存中状态
程序B在内存中
IBM 360 使用PSW（Program Status Word）来保护，然而却无法解决重定位问题
e.g.
当运行A一段时间后，操作系统可能会运行B，从16386开始，指令JMP 28 就会跳转到 真实28地址，即ADD ，而程序B原意是跳转到自己本身28地址，即CMP指令。
关键点问题是，引用了绝对的物理地址
IBM 360对此解决是静态重定位
当B加载到16384时，常数16384加到每一个程序地址上
然而带来问题是，
1）速度的减慢
2）地址和常数的区别 e.g MOV REGISTER1 28 ，28是常数，不需要重定位
存储器抽象：地址空间
地址空间是一个进程可用于寻址内存的一套地址集合。每个进程都有一个自己的地址空间，并且这个地址空间独立于其他进程的地址空间（除了在一些特殊情况下进程需要共享它们的地址空间外）。
基址寄存器 & 界限寄存器
当一个进程运行时，程序的起始物理地址装载到基址寄存器中，程序的长度装载到界限寄存器中
每次一个进程访问内存，取一条指令，读或写一个数据字，CPU硬件会在把地址发送到内存总线前，自动把基址值加到进程发出的地址值上。同时，它检查程序提供的地址是否等于或大于界限寄存器里的值。如果访问的地址超过了界限，会产生错误并中止访问
如JMP 28 会解释为JMP 16384+28
使用基址寄存器和界限寄存器是给每个进程提供私有地址空间的非常容易的方法，因为每个内存地址在送到内存之前，都会自动先加上基址寄存器的内容。在很多实际系统中，对基址寄存器和界限寄存器会以一定的方式加以保护，使得只有操作系统可以修改它们。
缺点：每次执行指令都需要做比较和加法指令，加法较慢
交换技术
有两种通用方法
1）交换技术 （swapping）
即把一个进程完整调入内存，使该进程运行一段时间，然后把它存回磁盘。空闲进程主要存储在磁盘上，所以当它们不运行时就不会占用内存（尽管它们的一些进程会周期性地被唤醒以完成相关工作，然后就又进入睡眠状态）
2）虚拟内存（virtual memory）
能使程序在只有一部分被调入内存的情况下运行
开始时内存中只有进程A。之后创建进程B和C或者从磁盘将它们换入内存。图3-4d显示A被交换到磁盘。然后D被调入，B被调出，最后A再次被调入。由于A的位置发生变化，所以在它换入的时候通过软件或者在程序运行期间（多数是这种情况）通过硬件对其地址进行重定位。例如，在这里可以很好地使用基址寄存器和界限寄存器。
交换技术产生了许多空闲区，（hole）
为了使这些空闲区合成一大块，通过内存紧缩（memory compaction）
然而进程的数据段是可增长的，如果大部分进程在运行时都要增长，为了减少因内存区域不够而引起的进程交换和移动所产生的开销，一种可用的方法是，当换入或移动进程时为它分配一些额外的内存。然而，当进程被换出到磁盘上时，应该只交换进程实际上使用的内存中的内容，将额外的内存交换出去是一种浪费。
空闲内存管理
1.使用位图的存储管理
使用位图方法时，内存可能被划分成小到几个字或大到几千字节的分配单元。每个分配单元对应于位图中的一位，0表示空闲，1表示占用（或者相反）
分配单元越小，位图越大
e.g 4B的分配单元，即32位的内存，需要1位位图，RAM大小R（单位是位），需要 R/32 位的位图，
因为内存的大小和分配单元的大小决定了位图的大小，所以它提供了一种简单的利用一块固定大小的内存区就能对内存使用情况进行记录的方法。这种方法的主要问题是，在决定把一个占k个分配单元的进程调入内存时，存储管理器必须搜索位图，在位图中找出有k个连续0的串。查找位图中指定长度的连续0串是耗时的操作（因为在位图中该串可能跨越字的边界），这是位图的缺点。
2.使用链表进行管理
维护一个记录已分配内存段和空闲内存段的链表。其中链表中的一个结点或者包含一个进程，或者是两个进程间的一个空的空闲区。可用图3-6c所示的段链表来表示图3-6a所示的内存布局。链表中的每一个结点都包含以下域：空闲区（H）或进程（P）的指示标志、起始地址、长度和指向下一结点的指针。
在本例中，段链表是按照地址排序的，其好处是当进程终止或被换出时链表的更新非常直接。一个要终止的进程一般有两个邻居（除非它是在内存的最底端或最顶端），它们可能是进程也可能是空闲区，这就导致了图3-7所示的四种组合。在图3-7a中更新链表需要把P替换为H；在图3-7b和图3-7c中两个结点被合并成为一个，链表少了一个结点；在图3-7d中三个结点被合并为一个，从链表中删除了两个结点
分配内存算法
1）first fit
存储管理器沿着段链表进行搜索，直到找到一个足够大的空闲区，除非空闲区大小和要分配的空间大小正好一样，否则将该空闲区分为两部分，一部分供进程使用，另一部分形成新的空闲区。首次适配算法是一种速度很快的算法，因为它尽可能少地搜索链表结点。
2）first fit 加强版 next fit
它的工作方式和首次适配算法相同，不同点是每次找到合适的空闲区时都记录当时的位置。以便在下次寻找空闲区时从上次结束的地方开始搜索，而不是像首次适配算法那样每次都从头开始。Bays（1977）的仿真程序证明下次适配算法的性能略低于首次适配算法。
3）best fit
最佳适配算法搜索整个链表（从开始到结束），找出能够容纳进程的最小的空闲区。最佳适配算法试图找出最接近实际需要的空闲区，以最好地区配请求和可用空闲区，而不是先拆分一个以后可能会用到的大的空闲区。
因为每次调用最佳适配算法时都要搜索整个链表，所以它要比首次适配算法慢。让人感到有点意外的是它比首次适配算法或下次适配算法浪费更多的内存，因为它会产生大量无用的小空闲区。一般情况下，首次适配算法生成的空闲区更大一些。
最佳适配的空闲区会分裂出很多非常小的空闲区，为了避免这一问题，可以考虑最差适配（worst fit）算法，即总是分配最大的可用空闲区，使新的空闲区比较大从而可以继续使用。仿真程序表明最差适配算法也不是一个好主意。
算法再次改进
如果为进程和空闲区维护各自独立的链表，那么这四个算法的速度都能得到提高
如果进程和空闲区使用不同的链表，则可以按照大小对空闲区链表排序，以便提高最佳适配算法的速度。在使用最佳适配算法搜索由小到大排列的空闲区链表时，只要找到一个合适的空闲区，则这个空闲区就是能容纳这个作业的最小的空闲区，因此是最佳适配。因为空闲区链表以单链表形式组织，所以不需要进一步搜索。空闲区链表按大小排序时，首次适配算法与最佳适配算法一样快，而下次适配算法在这里则毫无意义。
另一种分配算法称为快速适配（quick fit）算法，它为那些常用大小的空闲区维护单独的链表。例如，有一个n项的表，该表的第一项是指向大小为4KB的空闲区链表表头的指针，第二项是指向大小为8KB的空闲区链表表头的指针，第三项是指向大小为12KB的空闲区链表表头的指针，以此类推。像21KB这样的空闲区既可以放在20KB的链表中，也可以放在一个专门存放大小比较特别的空闲区的链表中。
快速适配算法寻找一个指定大小的空闲区是十分快速的，但它和所有将空闲区按大小排序的方案一样都有一个共同的缺点，即在一个进程终止或被换出时，寻找它的相邻块，查看是否可以合并的过程是非常费时的。如果不进行合并，内存将会很快分裂出大量的进程无法利用的小空闲区。
虚拟内存
交换技术（swapping）并不是一个有吸引力的解决方案，因为一个典型的SATA磁盘的峰值传输率最高达到100MB/s，这意味着至少需要10秒才能换出一个1GB的程序，并需要另一个10秒才能再将一个1GB的程序换入。虚拟内存（virtual memory）。虚拟内存的基本思想是：每个程序拥有自己的地址空间，这个空间被分割成多个块，每一块称作一页或页面（page）。每一页有连续的地址范围。这些页被映射到物理内存，但并不是所有的页都必须在内存中才能运行程序。当程序引用到一部分在物理内存中的地址空间时，由硬件立刻执行必要的映射。当程序引用到一部分不在物理内存中的地址空间时，由操作系统负责将缺失的部分装入物理内存并重新执行失败的指令。
分页
由程序产生的这些地址称为虚拟地址（virtual address），它们构成了一个虚拟地址空间（virtual address space）。在没有虚拟内存的计算机上，系统直接将虚拟地址送到内存总线上，读写操作使用具有同样地址的物理内存字；而在使用虚拟内存的情况下，虚拟地址不是被直接送到内存总线上，而是被送到内存管理单元（Memory
Management Unit，MMU），MMU把虚拟地址映射为物理内存地址。虚拟地址空间按照固定大小划分成称为页面（page）的若干单元。在物理内存中对应的单元称为页框（page frame）。页面和页框的大小通常是一样的。RAM和磁盘之间的交换总是以整个页面为单元进行的。
该指令
MOV REG,0
0对应的页面是2，页面2对应的页框2（8k——12K）
MMU 将地址变为8k
通过恰当地设置MMU，可以把16个虚拟页面映射到8个页框中的任何一个。但是这并没有解决虚拟地址空间比物理内存大的问题。在图3-9中只有8个物理页框，于是只有8个虚拟页面被映射到了物理内存中，在图3-9中用叉号表示的其他页并没有被映射。在实际的硬件中，用一个“在/不在”位（present/absent bit）记录页面在内存中的实际存在情况。
MMU如果注意到某页面没有被映射，然后cpu陷入到操作系统，这个陷阱叫做缺页中断（page fult）。那么操作系统找到一个很少使用的页框且把它的内容写入磁盘（如果它不在磁盘上）。随后把需要访问的页面读到刚才回收的页框中，修改映射关系，然后重新启动引起陷阱的指令。
MMU内部结构
16位虚拟地址传进来
可用页号作为页表（page table）的索引，以得出对应于该虚拟页面的页框号。如果“在/不在”位是0，则将引起一个操作系统陷阱。如果该位是1，则将在页表中查到的页框号复制到输出寄存器的高3位中，再加上输入虚拟地址中的低12位偏移量。如此就构成了15位的物理地址。输出寄存器的内容随即被作为物理地址送到内存总线。
页表项的结构
下图是32位的
（参照：现代操作系统）
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