第四章 存储器管理

4.3 　 连续分配方式

连续分配方式，是指为一个用户程序分配一个连续的内存空间。可分为单一连续分配、固定分区分配、动态分区分配以及动态重定位分配四种方式。

单一连续分配

这是最简单的一种存储管理方式，但只能用于单用户、单任务的操作系统中。采用这种存储管理方式时，可把内存分为系统区和用户区两部分，系统区仅提供给 OS 使用，通常是放在内存的低址部分；用户区是指除系统区以外的全部内存空间，提供给用户使用。

固定分区分配

固定分区式分配是最简单的一种可运行多道程序的存储管理方式。这是将内存用户空间划分为若干个固定大小的区域，在每个分区中只装入一道作业，这样，把用户空间划分为几个分区，便允许有几道作业并发允许。当有一空闲分区时，便可以再从外存的后备作业队列中选择一个适当大小的作业装入该分区，当该作业结束时，又可再从后备作业队列中找出另一作业调入该分区。

划分分区的方法　　 可用下述两种方法将内存的用户空间划分为若干个固

定大小的分区：　　 (1) 分区大小相等，即使所有的内存分区大小相等。

其缺点是缺乏灵活性，即当程序太小时，会造成内存空间的浪费；当程序太大时，一个分区又不足以装入该程序，致使该程序无法运行。

(2) 分区大小不等。为了克服分区大小相等而缺乏灵活性的这个缺点，可把内存区划分成含有多个较小的分区、适量的中等分区及少量的大分区。这样，便可根据程序的大小为之分配适当的分区。

内存分配　　 为了便于内存分配，通常将分区按大小进行排队，并

为之建立一张分区使用表，其中各表项包括每个分区的起始地址、大小及状态 ( 是否已分配 ) ，见图 4-5(a) 所示。当有一用户程序要装入时，由内存分配程序检索该表，从中找出一个能满足要求的、尚未分配的分区，将之分配给该程序，然后将该表项中的状态置为“已分配”；若未找到大小足够的分区，则拒绝为该用户程序分配内存。存储空间分配情况如图 4-5(b) 所示。

²Ù×÷ϵͳ

×÷ÒµA

×÷ÒµB

×÷ÒµC

24 KB

32 KB

64 KB

128 KB

256 KB

·ÖÇøºÅ ´óС/KB ÆðÖ·/KB ״̬

1 12 20 ÒÑ·ÖÅä

2 32 32 ÒÑ·ÖÅä

3 64 64 ÒÑ·ÖÅä

4 128 128 δ·ÖÅä

(b) ´æ´¢¿Õ¼ä·ÖÅäÇé¿ö(a) ·ÖÇø˵Ã÷±í

图 4-5 　固定分区使用表

动态分区分配

动态分配时根据进程的实际需要，动态地为之分配空间。在实现可变分区分配时，将涉及到分区分配中所用的数据结构、分区分配算法和分区的分配与回收操作这样三个问题。

分区分配中的数据结构　　 为了实现分区分配，系统中必须配置相应的数据结构，

用来描述空闲分区和已分配分区的情况，为分配提供依据。常用的数据结构有以下两种形式：

(1) 空闲分区表。在系统中设置一张空闲分区表，用于记录每个空闲分区的情况。每个空闲分区占一个表目，表目中包括分区序号、分区始址及分区的大小等数据项。

(2) 空闲分区链。为了实现对空闲分区的分配和链接，在每个分区的起始部分，设置一些用于控制分区分配的信息，以及用于链接各分区所用的前向指针；在分区尾部则设置一后向指针，通过前、后向链接指针，可将所有的空闲分区链接成一个双向链。

前向指针

0

N个字节可用

后向指针

0

N+2

N+2

图 4-6 　空闲链结构

分区分配算法　　 1) 首次适应算法 (first fit)　　 FF算法要求空闲分区链以地址递增的次序链接。在分

配内存时，从链首开始顺序查找，直至找到一个大小能满足要求的空闲分区为止；然后再按照作业的大小，从该分区中划出一块内存空间分配给请求者，余下的空闲分区仍留在空闲链中。若从链首直至链尾都不能找到一个能满足要求的分区，则此次内存分配失败，返回。该算法倾向于优先利用内存中低址部分的空闲分区，从而保留了高址部分的大空闲区。这给为以后到达的大作业分配大的内存空间创造了条件。其缺点是低址部分不断被划分，会留下许多难以利用的、很小的空闲分区，而每次查找又都是从低址部分开始，这无疑会增加查找可用空闲分区时的开销。

56 18 32

0

56

74

106

2)循环首次适应算法 (next fit)　　 该算法是由首次适应算法演变而成的。在为进程分配

内存空间时，不再是每次都从链首开始查找，而是从上次找到的空闲分区的下一个空闲分区开始查找，直至找到一个能满足要求的空闲分区，从中划出一块与请求大小相等的内存空间分配给作业。为实现该算法，应设置一起始查寻指针，用于指示下一次起始查寻的空闲分区，并采用循环查找方式，即如果最后一个 ( 链尾 ) 空闲分区的大小仍不能满足要求，则应返回到第一个空闲分区，比较其大小是否满足要求。找到后，应调整起始查寻指针。该算法能使内存中的空闲分区分布得更均匀，从而减少了查找空闲分区时的开销，但这样会缺乏大的空闲分区。

3) 最佳适应算法 (best fit)　　 所谓“最佳”是指每次为作业分配内存时，总是把能

满足要求、又是最小的空闲分区分配给作业，避免“大材小用”。为了加速寻找，该算法要求将所有的空闲分区按其容量以从小到大的顺序形成一空闲分区链。这样，第一次找到的能满足要求的空闲区，必然是最佳的。孤立地看，最佳适应算法似乎是最佳的，然而在宏观上却不一定。因为每次分配后所切割下来的剩余部分总是最小的，这样，在存储器中会留下许多难以利用的小空闲区。

4) 最坏适应算法 (worst fit)　　 最坏适应分配算法要扫描整个空闲分区表或链表，总

是挑选一个最大的空闲区分割给作业使用，其优点是可使剩下的空闲区不至于太小，产生碎片的几率最小，对中、小作业有利，同时最坏适应分配算法查找效率很高。该算法要求将所有的空闲分区按其容量以从大到小的顺序形成一空闲分区链，查找时只要看第一个分区能否满足作业要求。但是该算法的缺点也是明显的，它会使存储器中缺乏大的空闲分区。最坏适应算法与前面所述的首次适应算法、循环首次适应算法、最佳适应算法一起，也称为顺序搜索法。

5)快速适应算法 (quick fit)　　 该算法又称为分类搜索法，是将空闲分区根据其容量

大小进行分类，对于每一类具有相同容量的所有空闲分区，单独设立一个空闲分区链表，这样，系统中存在多个空闲分区链表，同时在内存中设立一张管理索引表，该表的每一个表项对应了一种空闲分区类型，并记录了该类型空闲分区链表表头的指针。空闲分区的分类是根据进程常用的空间大小进行划分，如 2 KB、 4 KB、 8 KB等，对于其它大小的分区，如 7 KB这样的空闲区，既可以放在 8 KB的链表中，也可以放在一个特殊的空闲区链表中。

该算法的优点是查找效率高，仅需要根据进程的长度，寻找到能容纳它的最小空闲区链表，并取下第一块进行分配即可。另外该算法在进行空闲分区分配时，不会对任何分区产生分割，所以能保留大的分区，满足对大空间的需求，也不会产生内存碎片。

　　 该算法的缺点是在分区归还主存时算法复杂，系统开销较大。此外，该算法在分配空闲分区时是以进程为单位，一个分区只属于一个进程，因此在为进程所分配的一个分区中，或多或少地存在一定的浪费。空闲分区划分越细，浪费则越严重，整体上会造成可观的存储空间浪费，这是典型的以空间换时间的作法。

分区分配操作　　 1) 分配内存　　 系统应利用某种分配算法，从空闲分区链 ( 表 ) 中找

到所需大小的分区。设请求的分区大小为 u.size，表中每个空闲分区的大小可表示为m.size。若m.size-u.size≤size(size是事先规定的不再切割的剩余分区的大小 ) ，说明多余部分太小，可不再切割，将整个分区分配给请求者；否则 ( 即多余部分超过 size) ，从该分区中按请求的大小划分出一块内存空间分配出去，余下的部分仍留在空闲分区链 ( 表 ) 中。然后，将分配区的首址返回给调用者。

图 4-7　内存分配流程

2) 回收内存　　 当进程运行完毕释放内存时，系统根据回收区的首址，

从空闲区链 ( 表 ) 中找到相应的插入点，此时可能出现以下四种情况之一：

　　 (1) 回收区与插入点的前一个空闲分区 F1 相邻接，见图 4-8(a) 。此时应将回收区与插入点的前一分区合并，不必为回收分区分配新表项，而只需修改其前一分区 F1的大小。

　　 (2) 回收分区与插入点的后一空闲分区 F2 相邻接，见图 4-8(b) 。此时也可将两分区合并，形成新的空闲分区，但用回收区的首址作为新空闲区的首址，大小为两者之和。

图 4-8　内存回收时的情况

(3) 回收区同时与插入点的前、后两个分区邻接，见图 4-8(c) 。此时将三个分区合并，使用 F1 的表项和 F1 的首址，取消 F2 的表项，大小为三者之和。

　　 (4) 回收区既不与 F1邻接，又不与 F2邻接。这时应为回收区单独建立一新表项，填写回收区的首址和大小，并根据其首址插入到空闲链中的适当位置。

伙伴系统

固定分区和动态分区方式都有不足之处。固定分区方式限制了活动进程的数目，当进程大小与空闲分区大小不匹配时，内存空间利用率很低。动态分区方式算法复杂，回收空闲分区时需要进行分区合并等，系统开销较大。伙伴系统方式是对以上两种内存方式的一种折衷方案。

　　 伙伴系统规定，无论已分配分区或空闲分区，其大小均为 2 的 k次幂， k为整数， l≤k≤m，其中： 21 表示分配的最小分区的大小， 2m表示分配的最大分区的大小，通常 2m是整个可分配内存的大小。

需要指出的是，在当前的操作系统中，普遍采用的是下面将要讲述的基于分页和分段机制的虚拟内存机制，该机制较伙伴算法更为合理和高效，但在多处理机系统中，伙伴系统仍不失为一种有效的内存分配和释放的方法，得到了大量的应用。

哈希算法

在上述的分类搜索算法和伙伴系统算法中，都是将空闲分区根据分区大小进行分类，对于每一类具有相同大小的空闲分区，单独设立一个空闲分区链表。在为进程分配空间时，需要在一张管理索引表中查找到所需空间大小所对应的表项，从中得到对应的空闲分区链表表头指针，从而通过查找得到一个空闲分区。如果对空闲分区分类较细，则相应的空闲分区链表也较多，因此选择合适的空闲链表的开销也相应增加，且时间性能降低。

哈希算法就是利用哈希快速查找的优点，以及空闲分区在可利用空间表中的分布规律，建立哈希函数，构造一张以空闲分区大小为关键字的哈希表，该表的每一个表项记录了一个对应的空闲分区链表表头指针。

　　 当进行空闲分区分配时，根据所需空闲分区大小，通过哈希函数计算，即得到在哈希表中的位置，从中得到相应的空闲分区链表，实现最佳分配策略。

可重定位分区分配

动态重定位的引入　　 在连续分配方式中，必须把一个系统或用户程序装入

一连续的内存空间。如果在系统中只有若干个小的分区，即使它们容量的总和大于要装入的程序，但由于这些分区不相邻接，也无法把该程序装入内存。例如，图 4-9(a)中示出了在内存中现有四个互不邻接的小分区，它们的容量分别为 10 KB、 30 KB、 14 KB和 26 KB，其总容量是 80 KB。但如果现在有一作业到达，要求获得 40 KB的内存空间，由于必须为它分配一连续空间，故此作业无法装入。这种不能被利用的小分区称为“零头”或“碎片”。

操作系统

用户程序 1

用户程序 3

10 KB

30 KB

用户程序 6

14 KB

用户程序 9

26 KB

操作系统

用户程序 1

用户程序 3

用户程序 6

用户程序 9

80 KB

(a) 紧凑前 (b) 紧凑后

图 4- 9 紧凑的示意

若想把作业装入，可采用的一种方法是：将内存中的所有作业进行移动，使它们全都相邻接，这样，即可把原来分散的多个小分区拼接成一个大分区，这时就可把作业装入该区。这种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”，见图 4-9(b) 。由于经过紧凑后的某些用户程序在内存中的位置发生了变化，此时若不对程序和数据的地址加以修改 ( 变换 ) ，则程序必将无法执行。为此，在每次“紧凑”后，都必须对移动了的程序或数据进行重定位。

动态重定位的实现　　 在动态运行时装入的方式中，作业装入内存后的所有

地址都仍然是相对地址，将相对地址转换为物理地址的工作，被推迟到程序指令要真正执行时进行。为使地址的转换不会影响到指令的执行速度，必须有硬件地址变换机构的支持，即须在系统中增设一个重定位寄存器，用它来存放程序 ( 数据 ) 在内存中的起始地址。程序在执行时，真正访问的内存地址是相对地址与重定位寄存器中的地址相加而形成的。地址变换过程是在程序执行期间，随着对每条指令或数据的访问自动进行的，故称为动态重定位。当系统对内存进行了“紧凑”而使若干程序从内存的某处移至另一处时，不需对程序做任何修改，只要用该程序在内存的新起始地址，去置换原来的起始地址即可。

LOAD1,2500

365

0

100

2500

5000

2500

相对地址10000

重定位寄存器

＋

LOAD1,2500

365

10000

10100

12500

15000作业 J

处理机一侧 存储器一侧 主存

图 4-10　动态重定位示意图

动态重定位分区分配算法　　 动态重定位分区分配算法与动态分区分配算法基本上相同，差别仅在于：在这种分配算法中，增加了紧凑的功能，通常，在找不到足够大的空闲分区来满足用户需求时进行紧凑。

请求分配u.size分区

( )检索空闲分区链 表

找到大于 u.size?的可用区否

按动态分区方式进行分配

修改有关的数据结构

返回分区号及首批

空闲分区≥总和 u.size?

进行紧凑形成连续空闲区

修改有关的数据结构

否

是

无法分配返回

否

图 4-11 　动态分区分配算法流程图

对换

对换 (Swapping) 的引入　　 在多道程序环境下，一方面，在内存中的某些进程由

于某事件尚未发生而被阻塞运行，但它却占用了大量的内存空间，甚至有时可能出现在内存中所有进程都被阻塞而迫使 CPU停止下来等待的情况；另一方面，却又有着许多作业在外存上等待，因无内存而不能进入内存运行的情况。显然这对系统资源是一种严重的浪费，且使系统吞吐量下降。为了解决这一问题，在系统中又增设了对换 (也称交换 ) 设施。

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进程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。

如果对换是以整个进程为单位的，便称之为“整体对换”或“进程对换”。这种对换被广泛地应用于分时系统中，其目的是用来解决内存紧张问题，并可进一步提高内存的利用率。而如果对换是以“页”或“段”为单位进行的，则分别称之为“页面对换”或“分段对换”，又统称为“部分对换”。为了实现进程对换，系统必须能实现三方面的功能：对换空间的管理、进程的换出，以及进程的换入。

对换空间的管理　　 在具有对换功能的 OS 中，通常把外存分为文件区和

对换区。前者用于存放文件，后者用于存放从内存换出的进程。由于通常的文件都是较长久地驻留在外存上，故对文件区管理的主要目标，是提高文件存储空间的利用率，为此，对文件区采取离散分配方式。然而，进程在对换区中驻留的时间是短暂的，对换操作又较频繁，故对对换空间管理的主要目标，是提高进程换入和换出的速度。为此，采取的是连续分配方式，较少考虑外存中的碎片问题。

为了能对对换区中的空闲盘块进行管理，在系统中应配置相应的数据结构，以记录外存的使用情况。其形式与内存在动态分区分配方式中所用数据结构相似，即同样可以用空闲分区表或空闲分区链。在空闲分区表中的每个表目中应包含两项，即对换区的首址及其大小，分别用盘块号和盘块数表示。

进程的换出与换入　 　 (1) 进程的换出。每当一进程由于创建子进程而需要更多的内存空间，但又无足够的内存空间等情况发生时，系统应将某进程换出。其过程是：系统首先选择处于阻塞状态且优先级最低的进程作为换出进程，然后启动磁盘，将该进程的程序和数据传送到磁盘的对换区上。若传送过程未出现错误，便可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。系统应定时地查看所有进程的状态，从中找出“就绪”状态但已换出的进程，将其中换出时间最久 (换出到磁盘上 ) 的进程作为换入进程，将之换入，直至已无可换入的进程或无可换出的进程为止。