02-内存管理
Windows核心编程-内存管理
使用虚拟内存
虚拟内存，最适合用来管理大型对象或 结构数组。 内存映射文件，最适合用来管理大型数 据流（通常来自文件）以及在单个计算 机上运行的多个进程之间共享数据。 内存堆栈，最适合用来管理大量的小对 象。
使用虚拟内存－VirtualAlloc
通过调用Vi r t u a l A l l o c函数，可以在进程的地址空间 中保留一个区域： LPVOID VirtualAlloc(
内存管理
当一个进程中的线程试图将数据写入一个共享内存块 时，系统就会进行干预，并执行下列操作步骤：
1) 系统查找R A M中的一个空闲内存页面。注意，当该模块 初次被映射到进程的地址空间时，该空闲页面将被页文件 中已分配的页面之一所映射。当该模块初次被映射时，由 于系统要分配所有可能需要的页文件，因此这一步不可能 运行失败。 2) 系统将试图被修改的页面内容拷贝到第一步中找到的页 面。该空闲页面将被赋予PA G E _ R E A D W R I T E或 PA G E _ E X E C U T E _ R E A D W R I T E保护属性。 原始页面的保护属性和数据不发生任何变化。 3) 然后系统更新进程的页面表，使得被访问的虚拟地址被 转换成新的R A M页面。
使用虚拟内存－提交
始终设法进行物理存储器的提交。每次调用Vi r t u a l A l l o c函数的时候，不要查看物理存储器是否已经映 射到地址空间区域的一个部分，而是让你的程序设法 进行内存的提交。系统首先查看内存是否已经被提交， 如果已经提交，那么就不要提交更多的物理存储器。 这种方法最容易操作，但是它的缺点是每次改变C E L L D ATA结构时要多进行一次函数的调用，这会使程 序运行得比较慢。 使用Vi r t u a l Q u e r y函数确定物理存储器是否已经 提交给包含C E L L D ATA结构的地址空间。如果已经 提交了，那么就不要进行任何别的操作。如果尚未提 交，则可以调用Vi r t u a l A l l o c函数以便提交内存。 这种方法实际上比第一种方法差，它既会增加代码的 长度，又会降低程序运行的速度（因为增加了对Vi r t u a l A l l o c函数的调用）。
操作系统ppt课件完整版
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。
操作系统复习存储器管理
第一章 存储器管理4.1 存储器的层次结构—存储器应容量大,便宜,速度跟上处理器4.1.1 多级存储器结构通常有三层,细分为六层,如图4-1, 越往上,速度越快,容量越小,价格越贵; 寄存器和主存又称可执行存储器,进程可直接用指令访问,辅存只能用I/O 访问;4.1.2 主存储器与寄存器1.主存储器---内存,保存进程运行时的程序和数据;CPU与外围设备交换的信息一般也依托于主存储器地址空间;为缓和访存速度远低于CPU 执行指令的速度,在计算机系统中引入了寄存器和高速缓存;2.寄存器---与CPU 协调工作,用于加速存储器的访问速度,如用寄存器存放操作数,或用地址寄存器加快地址转换速度等;4.1.3 高速缓存和磁盘缓存1.高速缓存---根据程序执行的局部性原理将主存中一些经常访问的信息程序、数据、指令等存放在高速缓存中,减少访问主存储器的次数,可大幅度提高程序执行速度;2.磁盘缓存---将频繁使用的一部分磁盘数据和信息,暂时存放在磁盘缓存中,可减少访问磁盘的次数;它依托于固定磁盘,提供对主存储器存储空间的扩充,即利用主存中的存储空间,来暂存从磁盘中读/写入的信息;4.2 程序的装入和链接多道程序运行,需先创建进程;而创建进程第一步是将程序和数据装入内存;将源程序变为可在内存中执行的程序,通常都要经过以下几个步骤：编译---若干个目标模块；链接---链接目标模块和库函数,形成装入模块；装入---图 4-2 对用户程序的处理步骤寄存器高速缓存主存磁盘缓存磁盘可移动存储介质CPU 寄存器主存辅存第一步第二步第三步内存4.2.1 程序的装入——无需连接的单目标模块装入理解装入方式1. 绝对装入方式Absolute Loading Mode ---只适用单道程序环境如果知道程序的内存位置,编译将产生绝对地址的目标代码,按照绝对地址将程序和数据装入内存;由于程序的逻辑地址与实际内存地址完全相同,故不须对程序和数据的地址进行修改;绝对地址：可在编译时给出或由程序员直接赋予;若由程序员直接给出,不利于程序或数据修改,因此,通常是在程序中采用符号地址,然后在编译或汇编时转换为绝对地址;2. 可重定位装入方式Relocation Loading Mode ---适于多道程序环境多道程序环境下,编译程序不能预知目标模块在内存的位置;目标模块的起始地址是0,其它地址也都是相对于0计算的;此时应采用可重定位装入方式,根据内存情况,将模块装入到内存的适当位置,如图4-3 作业装入内存时的情况 ;3.动态运行时装入方式Dynamic Run-time Loading ---适于多道程序环境可重定位装入方式并不允许程序运行时在内存中移动位置;但是,在运行过程中它在内存中的位置可能经常要改变,此时就应采用动态运行时装入方式;动态运行时的装入程序,在把装入模块装入内存后,并不立即把装入模块中的相对地址转换为绝对地址,而是把这种地址转换推迟到程序真正执行时才进行;因此,装入内存后的所有地址都仍是相对地址;问题：程序装入内存后修改地址的时机是什么4.3 连续分配方式4.3.3 动态分区分配——根据进程需要动态分配内存1. 分区分配中的数据结构1 空闲分区表—用若干表目记录每个空闲分区的分区序号、分区始址及分区的大小等数据项;2 空闲分区链--为实现对空闲分区的分配和链接,在每分区起始部分,设置前向指针,尾部则设置一后向指针;为检索方便,在分区前、后向指针中,重复设置状态位和分区大小表目;当分0内存空间区被分配后,把状态位由“0”改为“1”时,前、后向指针失去意义;图 4-5 空闲链结构2. 分区分配算法P1231首次适应算法first-fit —空闲分区链以地址递增次序链接 每次按分区链的次序从头查找,找到符合要求的第一个分区;2 循环首次适应算法—FF 算法的变种从上次找到的空闲分区位置开始循环查找,找到后,修改起始查找指针; 3 最佳适应算法—空闲分区按容量从小到大排序 把能满足要求的、最小的空闲分区分配给作业 4 最坏适应算法——空闲分区按容量从大到小排序 挑选最大的空闲区分给作业使用；5) 快速适应算法—根据容量大小设立多个空闲分区链表3. 分区分配操作1.分配内存请求分区u.size; 空闲分区m.size; m.size-u.size ≤size,说明多余部分太小, 不再切割,将整个分区分配给请求者；否则从该分区中划分一块请求大小的内存空间,余下部分仍留在空闲分区链;如图4-6 内存分配流程;2.回收内存1 回收区与插入点的前一空闲分区F1相邻：合并,修改F1大小;2 回收区与后一空闲分区F2相邻：合并,修改首地址和大小;3 回收区同时与前、后两个分区邻接：合并,修改F1大小,取消F2;4 回收区不邻接：新建表项,填写首地址和大小,并插入链表;如图前向指针N ＋20N 个字节可用后向指针N ＋2图 4-6 内存分配流程4.3.6 可重定位分区分配1．动态重定位的引入例：在内存中有四个互不邻接的小分区,容量分别为10KB 、30KB 、14KB 和26KB;若现有一作业要获得40KB 的内存空间,因连续空间不足作业无法装入;可采用的一种解决方法是：通过移动内存中作业的位置,以把原来多个分散的小分区拼接成一个大分区的方法,称为“拼接”或“紧凑;由于用户程序在内存中位置的变化,在每次“紧凑”后,都必须对移动了的程序或数据进行重定位;图 4-8 紧凑的示意4.3.7 对换即中级调度1. 对换Swapping 的引入(a ) 紧凑前(b ) 紧凑后“活动阻塞”进程占用内存空间；外存上的就绪作业不能进入内存运行;所谓“对换”,是指把内存中暂时不能运行的进程或者暂时不用的程序和数据,调出到外存上,以便腾出足够的内存空间；再把已具备运行条件的进程或所需要的程序和数据,调入内存;对换是提高内存利用率的有效措施;根据对换单位可分为：进程对换、页面对换和分段对换;为了能实现对换,系统应具备以下三方面功能：对换空间的管理、进程的换出与换入2. 进程的换出与换入1进程的换出选择阻塞且优先级最低的进程,将它的程序和数据传送到磁盘对换区上;回收该进程所占用的内存空间,并对该进程的进程控制块做相应的修改;2进程的换入找出“就绪” 但已换出到磁盘上时间最久的进程作为换入进程,将之换入,直至已无可换入的进程;4.4 基本分页存储管理方式前面的连续分配方案会形成许多“碎片”,“紧凑”方法可以解决碎片但开销大;是否允许进程离散装入 离散单位不同,称分页式存储和分段式存储;不具备对换功能称为“基本分页式”,支持虚拟存储器功能称为“请求基本分页式”;4.4.1 页面与页表1. 页面1 页面和物理块---将进程的逻辑地址空间分成若干个大小相等的片,称为页面,并为各页编号;相应地把内存空间分成与页面相同大小的若干个存储块,称为物理块,也同样编号;分配时,将进程中的页装入到物理块中,最后一页经常装不满一块而形成 “页内碎片”;2 页面大小---页面的大小应选择适中;页面太小,内存碎片减小,利用率高；但页表过长,占大量内存;页面较大,页表长度小；但页内碎片大;因此,页面的大小应选择得适中,且页面大小应是2的幂,通常为512 B~8 KB;2. 地址结构分页地址中的地址结构如下：31 12 11 0它含有两部分：页号P12～31位,最多有1M 页和页内位移量W0～11位,每页的大小4KB ； 对某特定机器,其地址结构是一定的;若给定一个逻辑地址空间中的地址为A,页面的大小为L,则页号P 和页内地址d 可按下式求得：MODL A d L A INT P ][=⎥⎦⎤⎢⎣⎡=3. 页表---实现从页号到物理块号的地址映射用户程序0 页1 页2 页3 页4 页5 页…n 页页表内存4.4.2 地址变换机构任务：将逻辑地址转换为物理地址；页内地址变换:因页内地址与物理地址一一对应, 可直接转换；页号变换：页表可实现从逻辑地址中页号到内存中物理块号的变换； 1．基本的地址变换机构a. 页表功能可由一组专门的寄存器实现原理；b. 页表大多驻留内存,系统中只设置一页表寄存器来存放页表在内存的始址和页表长度实际操作；c. 进程未执行时,页表始址和长度存放在PCB 中;执行时才将这两个数据装入页表寄存器中过程;图 4-12 分页系统的地址变换机构2. 具有快表的地址变换机构a. 仅用页表寄存器时,CPU 每存取一数据要两次访问内存页表-地址变换-数据；b. 为提高地址变换速度,可在地址变换机构中增设一具有并行查寻能力的特殊高速缓冲寄存器用以存放当前访问的那些页表项,称为“快表”;c. ->在CPU 给出逻辑地址,将页号P 送入快表 ->页号匹配,读物理块号后送物理地址寄存器->无匹配页号,再访问内存中页表,把从页表项中读出的物理块号送地址寄存器；同时,再将此页表项存入到快表中;->如快表已满,则OS 须找到一换出页表项换出; 为什么增加“快表”为了提高地址变换速度,可在地址变换机构中增设一个具有并行查寻能力的特殊高速缓冲寄存器,又称为“联想寄存器”Associative Memory,或称为“快表 “快表”有何缺点越界中断图 4-13 具有快表的地址变换机构4.5 基本分段存储管理方式4.5.1 分段存储管理方式的引入为什么引入推动内存从固定分配到动态分配直到分页存储,主要动力是内存利用率,而引入分段存储管理方式,主要是为了满足用户和程序员的下述一系列需要：1方便编程---把作业按逻辑关系划分为若干段,每段有自己的名字和长度,并从0开始编址;LOAD 1,A|<D>; STORE 1,B|<C>2 信息共享---段是信息的逻辑单位;为实现共享,存储管理应与用户程序分段的组织方式相适应;3 信息保护---对信息的逻辑单位进行保护,应分段管理;4 动态增长---分段存储能解决数据段使用过程中动态增长;5 动态链接---运行过程中动态调入以段为单位的目标程序;4.5.2 分段系统的基本原理1. 分段作业划分为若干段,如图4-16,每个段用段号来代替段名,地址空间连续;段的长度由逻辑信息长度决定,因而各段长度不等;其逻辑地址由段号段名和段内地址所组成,结构如下： 31 16 15 0该地址结构中,允许一个作业最多有64K 个段,每个段的最大长度为64KB;编译程序能自页表寄存器逻辑地址L 物理地址动根据源程序产生若干个段;2.段表,其中每段占一个表项,中;图4-16 利用段表实现地址映射3.分页和分段的主要区别1 页是信息的物理单位,分页是为提高内存的利用率,是为满足系统管理的需要;段则是信息的逻辑单位,分段是为了能更好地满足用户的需要;2 页的大小固定且分页由系统硬件实现；而段的长度不固定,通常由编译程序根据信息的性质来划分;3 分页的作业地址空间是一维的,程序只需一个地址记忆符；而分段的作业地址空间是二维的,程序员既需给出段名,又需给出段内地址;4.5.3 信息共享可重入代码纯代码:允许多个进程同时访问的代码;绝对不允许可重入代码在执行中改变,因此,不允许任何进程修改它;4.5.4 段页式存储管理方式1.基本原理---,,,4KB;作业空间内存空间子程序段数据段(a)段号(S)段内页号(P)页内地址(W)(b)主程序段图4-21 利用段表和页表实现地址映射4.6 虚拟存储器的基本概念前面各种存储器管理方式共同点：它们要求将一个作业全部装入内存后方能运行,于是出现了下面这样两种情况：1 有的作业很大,其所要求的内存空间超过了内存总容量,作业不能全部被装入内存,致使该作业无法运行;2 有大量作业要求运行,但由于内存容量不足以容纳所有这些作业,只能将少数作业装入内存让它们先运行,而将其它大量的作业留在外存上等待;4.5.1 虚拟存储器的引入1.常规存储器管理方式的特征1 一次性;将作业全部装入内存后方能运行,此外有许多作业在每次运行时,并非其全部程序和数据都要用到;一次性装入,造成了对内存空间的浪费;2 驻留性;作业装入内存后一直驻留,直至运行结束;尽管因故等待或很少运行,都仍将继续占用宝贵的内存资源;现在要研究的问题是：一次性及驻留性在程序运行时是否必需;2.局部性原理早在1968年, Denning.P就曾指出：1 程序执行时,除了少部分的转移和过程调用指令外,在大多数情况下仍是顺序执行的;2 过程调用将会使程序的执行轨迹由一部分区域转至另一部分区域,但经研究看出,过程调用的深度在大多数情况下都不超过5;3 程序中存在许多循环结构,这些虽然只由少数指令构成, 但是它们将多次执行;4 程序中还包括许多对数据结构的处理, 如对数组进行操作,它们往往都局限于很小的范围内;局限性主要表现在下述两个方面：1 时间局限性－由于循环操作的存在;如果程序中的指令或数据一旦执行,则不久以后可能再次访问;2 空间局限性－由于程序的顺序执行;程序在一段时间内所访问的地址,可能集中在一定的范围之内;3. 虚拟存储器定义---基于局部性原理程序运行前,仅须将要运行的少数页面或段装入内存便可启动,运行时,如果需要访问的页段尚未调入内存缺页或缺段,用OS提供请求调页段功能调入;如果此时内存已满,则还须再利用页段的置换功能,将内存中暂时不用的页段调至外存,腾出足够的内存空间后,再将要访问的页段调入;所谓虚拟存储器,是指具有请求调入功能和置换功能,能从逻辑上扩充内存容量的一种存储器系统;其逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定,其运行速度接近于内存,成本接近于外存;4.6.3 虚拟存储器的特征1)多次性---一个作业被分成多次调入内存运行,最初装入部分程序和数据,运行中需要时,再将其它部分调入;2)对换性---允许在作业的运行过程中进行换进、换出;换进和换出能有效地提高内存利用率;3)虚拟性---从逻辑上扩充内存容量,使用户所看到远大于实际内存容量;这是虚拟存储器最重要的特征和最重要的目标;4)离散性---是以上三个特性的基础,在内存分配时采用离散分配的方式;备注：虚拟性是以多次性和对换性为基础的,而多次性和对换性又必须建立在离散分配的基础上;4.7 请求分页存储管理方式4.6.1 请求分页中的硬件支持---页表、缺页中断和地址变换请求分页系统是在分页的基础上,增加了“请求调页”和“页面置换”功能,每次调入和换出基本单位都是长度固定的页,实现比请求分段简单;1．页表机制---将用户地址空间中的逻辑地址变换为内存空间中的物理地址,因只将部分调入内存,需增设若干项;在请求分页系统中的每个页表项如下所示：1 状态位P：该页是否已调入内存,供访问时参考;2 访问字段A：记录一段时间内本页被访问的频率,供选择换出页时参考;3 修改位M：页在调入内存后是否被修改过,供置换页面时参考;4 外存地址：指出该页在外存上的地址,即物理块号,供调入该页时参考;4.7.2 内存分配策略和分配算法1.最小物理块数的确定是指能保证进程正常运行所需的最小物理块数,当系统为进程分配的物理块数少于此值时,进程将无法运行;进程应获得的最少物理块数与计算机的硬件结构有关;对于某些简单的机器,所需的最少物理块数为2,分别用于存放指令和数据,间接寻址时至少要有三块;对于某些功能较强的机器,因其指令本身、源地址和目标地址都可能跨两个页面,至少要为每个进程分配6个物理块,以装入这些页面;2. 物理块的分配策略请求分页系统的两种内存分配策略：即固定和可变分配策略；两种置换策略：即全局置换和局部置换;可组合出以下三种策略;1 固定分配局部置换Fixed Allocation, Local Replacement--每进程分配一定数目的物理块,在整个运行期间都不再改变,换入换出都限于这些物理块;每个进程物理块难以确定,太多太少都不好2 可变分配全局置换Variable Allocation, Global Replacement --每进程分配一定数目的物理块,OS 保持一空闲物理块队列;进程缺页时,摘下一空闲块,并将该页装入;3 可变分配局部置换Variable Allocation, Local Replacemen －－每进程分配一定数目的物理块;进程缺页时,只允许从该进程内存页中选出一页换出;若缺页中断频繁,再为该进程分配若干物理块,直至缺页率减少；若缺页率特低,则减少该进程的物理块数,应保证缺页率无明显增加;3. 物理块分配算法1 平均分配算法－－将所有可供分配的物理块,平均分配给各个进程; 例如,有100个物理块,5个进程,每进程可分20个物理块;未考虑到各进程本身的大小;2 按比例分配算法－－根据进程的大小按比例分配物理块;共n 个进程,每进程页面数为si,则页面数的总和为：设可用的物理块为m,每进程分到的物理块数为bi,有：3 考虑优先权的分配算法－－为了照顾重要、紧迫的作业尽快完成,为它分配较多的空间;通常采取：把可供分配的物理块分成两部分：一部分按比例分给各进程；另一部分根据优先权分给各进程;有的系统是完全按优先权来分配;4.7.3 调页策略1. 何时调入页面1 预调页策略缺页前 ：页面存放连续,用预测法一次调入多个相邻页,预测成功率仅为50％;2 请求调页策略缺页时：运行中,发现不在内存,立即请求,由OS 调入;2. 从何处调入页面请求分页系统中外存分为两部分：文件区和对换区;这样,当发生缺页请求时,系统应从何处将缺页调入内存：1 系统拥有足够的对换区,可以全部从对换区调入所需页面;在进程运行前,须将有关的文件拷贝到对换区;2 系统缺少足够的对换区,这时凡是不会被修改的文件,都直接从文件区调入,由于它们未被修改而不必换出;但对于可能被修改的部分,换出时调到对换区,以后需要时,再从对换区调入;3 UNIX 方式;凡是未运行过的页面,都应从文件区调入；曾运行过但已换出的页面,放在∑==ni iS S 1m SS b ii ⨯=对换区,下次应从对换区调入;4.8 页面置换算法当进程运行时,所访问的页面不在内存而需要将他们调入内存,但内存无空闲时,需要选择一页面换出到对换区,选择算法即页面置换算法;算法评价：页面置换频率低,调出页面将不会或很少访问;4.8.1 最佳置换算法和先进先出置换算法1. 最佳Optimal 置换算法由Belady 于1966年提出的一种理论上的算法;原理：其所选择的被淘汰页面,将是以后永不使用的, 或是在最长未来时间内不再被访问的页面;特点：通常可获得最低的缺页率,但由于进程运行不可预知而无法实现,用来评价其他算法;假定系统为某进程分配了三个物理块,并考虑有以下的页面号引用串：7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1进程运行时,先将7,0,1三页装入内存;当进程要访问页面2时,将会产生缺页中断,此时OS 根据最佳置换算法,将选择页面7予以淘汰;共发生6次页面置换;图 4-25 利用最佳页面置换算法时的置换图 2. 先进先出FIFO 页面置换算法---总是置换最先进入内存的页面;用FIFO 算法共发生12次页面置换;该算法与进程的实际运行规律不相符,有些页面经常被访问全局变量,常用函数;图 4-26 利用FIFO 置换算法时的置换图4.8.2 最近最久未使用Least Recently Used LRU 置换算法1. LRU置换算法 ---在无法预测各页面将来使用情况下,利用“最近过去”作为“最近将来”的近似选择最近最久未使用的页面予以淘汰;用LRU 算法共发生9次页面置换;引用率70770170122010320304243230321201201770101页框(物理块）203图 4-27 LRU 页面置换算法2. LRU 置换算法的硬件支持LRU 算法比较好,但为了快速知道哪一页是最近最久未使用的页面,需要硬件支持：寄存器或栈;1 寄存器为了记录某进程在内存中各页的使用情况,须为每个页面配置一个移位寄存器,可表示为：原理：进程访问某物理块时,先将寄存器的Rn-1位设成1;此时,定时信号将每隔一定时间将寄存器右移一位;若将n 位寄存器的数看做是一整数,那么,具有最小数值的寄存器所对应的页面,就是最近最久未使用的页面;例：某进程在内存中有8个页面,为每页面配置一8位寄存器时的LRU 访问情况,如图4-28图 4-28 某进程具有8个页面时的LRU 访问情况2 栈--利用栈来保存当前使用的各页面的页面号;原理：每当进程访问某页面时,便将该页面的页面号从栈中移出,将它压入栈顶;因此,栈顶始终是最新被访问页面的编号,而栈底则是最近最久未使用页面的页面号;假定现有一进程所访问的页面的页面号序列为：4,7,0,7,1,0,1,2,1,2,6随着进程的访问,栈中页面号的变化情况如图4-29所示;在访问页面6时发生了缺页,此时页面4是最近最久未被访问的页,应将它置换出去;LRU 算法较好,但要求较多硬件支持, 实际使用接近LRU算法－Clock 算法;图引用率70770170122010323104430230321013201770201页框2304204230230127127011474074704170401741074210741207421074621074-29 用栈保存当前使用页面时栈的变化情况。
实验8Linux的内存管理
内存管理的概念
内存管理的定义
内存管理是指操作系统对计算机内存 资源的分配、回收、保护和扩充等一 系列操作，以确保系统高效、稳定地 运行。
内存管理的目标
提高内存利用率，减少内存碎片，实 现多任务环境下的内存共享和保护， 以及提供虚拟内存等。
Linux内存管理的特点
分段和分页机制
Linux采用分段和分页机制来管理内存，将物理内 存划分为大小相等的页框，同时将进程地址空间 划分为多个段，每个段对应一个页表项，实现地 址空间的隔离和权限控制。
。
03 通过实验操作和观察，加深对Linux内存管理的 理解和认识。
实验环境
操作系统
Linux（建议使用Ubuntu或CentOS等常见发行版 ）
开发工具
GCC编译器、GDB调试器、Valgrind内存检测工 具等。
实验材料
一台配置有Linux操作系统的计算机，具备基本的 编程和调试能力。
02
Linux内存管理概述
VS
共享内存的实现方式
在Linux中，共享内存可以通过shmget() 、shmat()和shmdt()等系统调用来实现 。首先，使用shmget()函数创建一个共 享内存段；然后，使用shmat()函数将共 享内存段连接到当前进程的地址空间；最 后，使用shmdt()函数将共享内存段从当 前进程的地址空间中分离。
06
内存优化与性能提升
内存泄漏问题及其解决方案
内存泄漏定义
内存泄漏是指程序在申请内存后，未能正确释放，导致系统内存逐 渐耗尽的现象。
检测工具
使用Valgrind等内存检测工具，可以检测程序中的内存泄漏问题。
解决方案
及时释放不再使用的内存，避免不必要的内存申请，采用智能指针等 RAII技术来管理内存。
计算机内存管理基础知识
计算机内存管理基础知识一、前言学妹刚上大学，问我计算机内存知识需要了解么？我当场就是傻瓜警告，于是就有了这篇文章。
为什么要去了解内存知识？因为它是计算机操作系统中的核心功能之一，各高级语言在进行内存的使用和管理上，无一不依托于此底层实现，比如我们熟悉的Java内存模型。
最近几篇文章学习操作系统的内存管理后，喜欢底层的同学可以去学习CPU结构、机器语言指令和程序执行相关的知识，而看重实用性的同学后续学习多进程多线程和数据一致性时，可以有更深刻的理解。
二、冯•诺伊曼结构1、早期计算机结构在冯•诺依曼结构提出之前的计算机，是一种计算机只能完成一种功能，编辑好的程序是直接集成在计算机电路中，例如一个计算器仅有固定的数学计算程序，它不能拿来当作文字处理软件，更不能拿来玩游戏。
若想要改变此机器的程序，你必须更改线路、更改结构甚至重新设计此计算机。
简单来说，早期的计算机是来执行一个事先集成在电路板上的某一特定的程序，一旦需要修改程序功能，就要重新组装电路板，所以早期的计算机程序是硬件化的。
2、理论提出1945年，冯•诺依曼由于在曼哈顿工程中需要大量的运算，从而使用了当时最先进的两台计算机Mark I和ENIAC,在使用Mark I和ENIAC的过程中，他意识到了存储程序的重要性，从而提出了“存储程序”的计算机设计理念，即将计算机指令进行编码后存储在计算机的存储器中，需要的时候可以顺序地执行程序代码，从而控制计算机运行，这就是冯.诺依曼计算机体系的开端。
这是对计算机发展有深刻意义的重要理论，从此我们开始将程序和数据一样看待，程序也在存储器中读取，这样计算机就可以不单单只能运行事先编辑集成在电路板上的程序了，程序由此脱离硬件变为可编程的了，而后诞生程序员这个职业。
关于冯・诺依曼这位大神，值得单独开一篇文章来聊聊。
3、五大部件冯诺依曼计算机体系结构如下：数据流一》指令流-A 控制流---►img冯•诺依曼结构用极高的抽象描述了计算器的五大部件，以及程序执行时数据和指令的流转过程。
操作系统概论：内存管理
03
在最高层（L0层），是少量的快速 CPU寄存器，CPU可以在一个时钟
周期内访问他们
05
L3层是一个大的基于DRAM的主存， 可以再几十或几百个时钟周期内访
问他们
02
在这个层次系统中，从高层到底层 （L0-L5），较低层的存储设备访
问慢，容量更大、价格更便宜
L1、L2层是一个或多个小型或中
04
型的基于SRAM的高速缓存存储器，
两级和多级页表
将页表再进行分页
反置页表
为每个页框设一个表项，表项中存 放进程号和页号
空闲页框的管理
使用位图管理空闲页框 使用空闲页框的链表
内存管理
基于分页的虚拟存储系统
虚拟存储器是指具有请求调入功能和置换功能，能从逻辑上对内存容量进行扩充的一种存储器系统 在虚拟存储器系统中，进程无需全部装入，只需要装入一部分即可运行 虚拟存储技术实现的思想是，只把进程的一部分装入内存。进程执行过程中，CPU访问内存时如果发现所访问
动态分区分配
动态分区分配的流程
内存分配有内存分配程序完成。 内存不再被应用程序需要时，由系 统调用内存回收程序回收原来被占
用的内存分区
内存分配流程
内存管理
基本分页存储管理方式
01
把进程离散的 存储在内存中 物理地址不连 续的区域中， 这种内存管理 方式称为离散 内存管理方式
02
分页存储管理 的基本原理
3.程序中存在很多循环结构，他们虽然 由少数指令构成，但多次执行
4.程序中往往包括许多对数据结构的处 理，如对数组的操作，他们往往都局限 在很小的范围内。 总的来说，局部性 原理表现为时间和空间的局部性
局部性
时间局部性 如果程序中的某条指令一旦执行，
第四章 内存管理
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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？
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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
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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
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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4-2 仅有RAM时操作系统与用户程序的内存分配
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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
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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
多个小分区 适量中分区 少量大分区
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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
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
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1.怎么保证多人开发进行内存泄露的检查.
1>使用Analyze进行代码的静态分析
2>为避免不必要的麻烦, 多人开发时尽量使用ARC
2．非自动内存管理情况下怎么做单例模式.
创建单例设计模式的基本步骤·
>声明一个单件对象的静态实例,并初始化为nil。
>创建一个类的类工厂方法,当且仅当这个类的实例为nil时生成一个该类的实例>实现NScopying协议, 覆盖allocWithZone:方法,确保用户在直接分配和初始化对象时,不会产生另一个对象。
>覆盖release、autorelease、retain、retainCount方法, 以此确保单例的状态。
>在多线程的环境中,注意使用@synchronized关键字或GCD,确保静态实例被正确的创建和初始化。
3．对于类方法（静态方法）默认是autorelease的。
所有类方法都会这样吗？
1> 系统自带的绝大数类方法返回的对象,都是经过autorelease的
4．block在ARC中和MRC中的用法有什么区别,需要注意什么
1.对于没有引用外部变量的Block，无论在ARC还是非ARC下，类型都是__NSGlobalBlock__，这种类型的block可以理解成一种全局的block，不需要考虑作用域问题。
同时，对他进行Copy或者Retain操作也是无效的
2.应注意避免循环引用
5．什么情况下会发生内存泄漏和内存溢出？
当程序在申请内存后，无法释放已申请的内存空间(例如一个对象或者变量使用完成后没有释放,这个对象一直占用着内存)，一次内存泄露危害可以忽略，但内存泄露堆积后果很严重，无论多少内存,迟早会被占光。
内存泄露会最终会导致内存溢出！
当程序在申请内存时，没有足够的内存空间供其使用，出现out of memory；比如申请了一个int,但给它存了long才能存下的数，那就是内存溢出。
6．[NSArray arrayWithobject:<id>] 这个方法添加对象后，需要对这个数组做释放操作吗？
不需要这个对象被放到自动释放池中
7．Json数据的解析，和解析数据的时候有内存泄露吗？有的话如何解
1>JSON解析的方案
●SBJson
●JSONkit
●NSJSONSerialization
2>内存泄漏么?
8. 自动释放池底层怎么实现
自动释放池以栈的形式实现:当你创建一个新的自动释放池时，它将被添加到栈顶。
当一个对象收到发送autorelease消息时,它被添加到当前线程的处于栈顶的自动释放池中,当自动释放池被回收时,它们从栈中被删除, 并且会给池子里面所有的对象都会做一次release操作.。