内存分配机制

内存空间的分配包括连续分配存储管理和非连续分配存储管理。

连续分配管理方式

首先确定外部碎片和内部碎片的定义。在内存空间中，内部碎片是指分配给某进程的内存区域中没有被用到的部分，例如一个进程5MB,操作系统为其分配了6MB,则存在1MB用不到的内部碎片。外部碎片是指还没有被分配出去(不属于任何进程)，但由于太小了无法分配给申请内存空间的新进程的内存空闲区域。

单一连续分配

在单一连续分配中，内存分为系统区和用户区，系统区存放操作系统相关数据，用区去存放用户进程相关数据。在内存中只有一道用户程序。

该分配方式实现简单，但是存储器利用率极低，只适用于单用户、单任务的操作系统。无外部碎片，有内部碎片。

固定分区分配

固定分区分配是指将用户空间等分为若干个固定大小的分区，每个分区内最多装入一道作业，分为分区大小相等(例如每个分区都为5MB大小)和分区大小不等(划分为多种分区，例如5MB,10MB,20MB..，各种分区数量不等)。

固定分区分配的实现需要一张分区说明表，从而实现分区的分配与回收。分区说明表如下所示:

分区号	大小(MB)	起始地址(M)	状态
1	2	8	未分配
2	2	10	未分配
3	4	12	已分配
..	..	..	..

固定分区分配无外部碎片，有内部碎片，利用率低。且当有进程大小超过最大分区大小时，无法为该进程分配空间。

动态分区分配/可变分区分配

在进程装入内存时，操作系统会根据进程的大小动态分配分区，分区大小等同于进程大小。使用动态分区分配需要维护一张空闲分区表或空闲分区链，用于记录空闲分区。

动态分区分配无内部碎片，但是会产生外部碎片(某些空闲分区由于太小而难以利用)，可以利用紧凑技术合并小分区。

对于动态分区分配，考虑到使用不同的空闲分区后空闲分区情况不同，需要使用动态分区分配算法。下面介绍4中动态分区分配的算法:

• 首次适应算法First-Fit

  每次都从低地址开始查找，选择第一个能够满足大小的空闲分区。

• 最佳适应算法Best-Fit

  为了保证大进程到来时能有大片连续空闲空间，优先使用更小的空闲分区。将空闲分区按照容量递增链接，每次寻找大小能够满足的第一个空闲分区。由于每次都选择最小的分区分配，因此会留下越来越多细碎、难以利用的空闲空间，使用Best-Fit会产生很多的外部碎片。

• 最坏适应算法Worst-Fit

  为了防止留下太多细碎的空闲空间，每次分配时优先使用最大的空闲分区。可以将空闲分区按照容量递减链接，每次分配内存时顺序查找，找到大小能够满足的第一个空闲分区(第一个必定满足，否则后继空闲分区大小都不足以满足)。由于每次都使用最大的空闲分区，因此较大的连续分区会很快被利用完，导致大进程到来时可能不足以分配。

• 邻近适应算法Next-Fit

  由于首次适应算法每次都从链头开始查找，可能导致低地址 部分出现很多小的空闲分区，而每次查找时都会遍历这些分区，增加了查找开销。因此将空闲分区按照地址递增的顺序排成一个循环链表，每次都从上次结束的位置开始查找，使用第一个满足的空闲分区。

  对比First-Fit和Next-Fit,First-Fit更有可能将高地址部分的大分区保留下来(Best-Fit的优点)，而Next-Fit会导致无论是高地址还是低地址的空闲分区都有相等的概率被使用，导致了高地址部分的大分区更有可能被使用，最后无大分区可用(Worst-Fit的缺点)。

综合考量，首次适应算法的综合效果更好。

非连续分配管理方式

以上讨论的都是连续分配管理方式，即对于一个进程，为其分配的内存空间是连续的，这样的话对于大进程十分不利，下面讨论非连续分配。非连续分配包括基本分页存储管理、基本分段存储管理、段页式存储管理。

基本分页存储管理

页表TLB

基本分页管理将内存空间分为大小相等的分区，每个分区就是一个页框(页帧/内存块/物理块/物理页面/Frame),每个页框有一个页框号；将逻辑空间分为与页框大小相等的一个个部分，每个部分称为页/页面/Page。为了能知道进程中每个页面在内存中的位置(即该页面在内存中的内存块号)，需要为每个进程维护一张页表Page Table，实现页号->块号的印射，从而能在物理内存中找到相应的页。

通过页表可以实现地址的转换，假设页面大小为M,若要访问逻辑地址A，首先确定A对于的页号P=A/M ,接着通过页表找到该页号对应的物理块号，假设为B,接着可以确定页内偏移W=A%M,则最终对应的物理地址为 P * M +W。

引入快表TLB

对于一次地址访问，假设访问内存所需时间为100us，则首先要访问一次在内存中的页表，找到对应的块号，然后再次访问内存，读取对应的物理块号，最终需要2*100us=200us的时间。若引入快表TLB，假设访问一次快表时间为1us，快表命中率为90%，若快表命中，则可以不用访问页表，直接访问对应物理块，否则还需要再访问一次页表，理论时间为 90% * (1us + 100us) + 10% * (1us + 100us + 100us) = 110.9us。可以看到引入快表后平均访存时间减少了不少，这也是利用了局部性的原理。

多级页表

假设计算机按字节编址,逻辑地址空间为32位，采用分页存储管理，页面大小为4KB(2^12 B) ,页表项长度为4B。则在该系统中，一个用户进程最多2^20页，一个页表最大需要 2^20 * 4KB = 1M * 4B = 2^22B 大小的内存来存放,一共需要2^22B / 2^12B = 2^10 个页框来存放页表。在内存中找到这么多连续的页框来存放页表不太容易，需要连续分配内存，因此可以考虑将页表像页面一样离散地存储，此时就要用到多级页表。

考虑一个二级页表，基本假设同上。每个页面最多可以存放 4KB/4B = 1K = 2^10 = 1024 个页表项，对于一个32位的地址，一级页号占10位，二级页号占10位，页内偏移占12位，地址转换过程如下:

基本分段存储管理

分段存储管理是将程序根据逻辑功能划分为若干个段，每个段都有一个段名，每个段在内存中占据连续的存储空间，但是各个段之间可以不相邻。由于各个段的大小可能不一样，因此在段表中还要额外指明段长

段号	段长	基址
分段存储管理中的地址转换与分页存储管理类似，将逻辑地址划分为段号和段内偏移，然后再查找段表，实现逻辑地址到物理地址的转换。

分段管理 vs 分页管理

1. 页是信息的物理单位，分页主要是为了提高内存利用率，分页对用户是不可见的。而段是信息的逻辑单位，分段是为了更好的满足用户的需求，用户在编程时要显式地给出段名，分段对用户是可见的。

2. 页的大小由系统决定，而段的大小却是不固定的，由用户编写的程序决定。

3. 分段更容易实现信息的共享和保护，可以直接指明一个段是否能被共享，而在分页存储管理中，可能出现一个页面的部分内容是可以被共享的，而另外一部分内容无法被共享，难以管理，这是因为分页是系统自动进行的。

4. 分页管理内存利用率高，不会产生外部碎片，只会产生少量的内部碎片，但是不方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护。而分段管理可以很方便地按照逻辑模块实现信息的共享和保护，但是可能会产生外部碎片。

段页式存储管理

段页式存储管理式结合了分段管理和分页管理，基本上就是对于每个段再进行分页管理，防止某些段过大。例如假设地址结构如下:

31 ... 16	15 ... 12	11...0
段号	页号	页内偏移
假设系统是按照字节编址，其中段号占16位，说明每个进程最多有 2^16 = 64K 个段;页号占4位，说明每个段最多由 2^4 = 16 个页面组成;页内偏移占12位，因此每个页面 or 每个内存块大小 = 2^12 = 4KB。在进行寻址时，首先根据段表找到该段对应的页表在内存中的物理块号，然后读取出该页表，根据页号找到该页面对应的物理块号，将该物理块读取出来，最后根据页内偏移得到物理地址。