更新内存管理

Operate-System/1-process-management.md

@@ -1468,3 +1468,224 @@ Pi() {
 1. 局部于管程的数据只能被局部于管程的过程所访问。
 2. 一个进程只有通过调用管程内的过程才能进入管程访问共享数据。（即管程中定义的共享数据结构只能被管程定义的函数所修改）
 3. 每次仅允许一个进程在管程内执行某个内部过程。（在一个时刻内一个函数只能被一个进程使用）
+
+#### 处理生产者消费者问题
+
+1. 需要在管程中定义共享数据（如生产者消费者问题的缓冲区）。
+2. 需要在管程中定义用于访问这些共享数据的“入口”—―其实就是一些函数（如生产者消费者问题中，可以定义一个函数用于将产品放入缓冲区，再定义一个函数用于从缓冲区取出产品）。
+3. 只有通过这些特定的“入口”才能访问共享数据。
+4. 管程中有很多“入口”，但是每次只能开放其中一个“入口”，并且只能让一个进程或线程进入（如生产者消费者问题中，各进程需要互斥地访问共享缓冲区。管程的这种特性即可保证一个时间段内最多只会有一个进程在访问缓冲区。注意:这种互斥特性是由编译器负责实现的，程序员不用关心）。
+5. 可在管程中设置条件变量及等待/唤醒操作以解决同步问题。可以让一个进程或线程在条件变量上等待（此时，该进程应先释放管程的使用权，也就是让出“入口”）。可以通过唤醒操作将等待在条件变量上的进程或线程唤醒。
+
+## 死锁
+
+### 死锁的概念
+
+#### 死锁的定义
+
+在并发环境下，各进程因竞争资源而造成的一种互相等待对方手里的资源，导致各进程都阻塞，都无法向前推进的现象，就是“死锁”发生死锁后若无外力干涉，这些进程都将无法向前推进。
+
+#### 死锁、饥饿、死循环
+
+都是进程无法顺利向前推进的现象（故意设计的死循环除外）。
+
+ |区别
+:----:|:--:
+死锁|死锁一定是“循环等待对方手里的资源”导致的，因此如果有死锁现象，那至少有两个或两个以上的进程同时发生死锁。另外，发生死锁的进程一定处于阻塞态
+饥饿|可能只有一个进程发生饥饿。发生饥饿的进程既可能是阻塞态（如长期得不到需要的I/O设备），也可能是就绪态（长期得不到处理机）
+死循环|可能只有一个进程发生死循环。死循环的进程可以上处理机运行（可以是运行态），只不过无法像期待的那样顺利推进。
+
+死锁和饥饿问题是由于操作系统分配资源的策略不合理导致的，而死循环是由代码逻辑的错误导致的。
+
+死锁和饥饿是管理者（操作系统）的问题，死循环是被管理者的问题。
+
+#### 死锁发生的条件
+
+产生死锁必须同时满足一下四个条件，只要其中任一条件不成立，死锁就不会发生：
+
++ 互斥条件：只有对必须互斥使用的资源的争抢才会导致死锁（如哲学家的筷子、打印机设备）。像内存、扬声器这样可以同时让多个进程使用的资源是不会导致死锁的（因为进程不用阻塞等待这种资源）。
++ 不剥夺条件：进程所获得的资源在未使用完之前，不能由其他进程强行夺走，只能主动释放。
++ 请求和保持条件：进程已经保持了至少一个资源，但又提出了新的资源请求，而该资源又被其他进程占有，此时请求进程被阻塞，但又对自己己有的资源保持不放。
++ 循环等待条件：存在一种进程资源的循环等待链，链中的每一个进程己获得的资源同时被下一个进程所请求。
+  + 发生死锁时一定有循环等待，但是发生循环等待时未必死锁（循环等待是死锁的必要不充分条件）。
+  + 如果同类资源数大于1，则即使有循环等待，也未必发生死锁。但如果系统中每类资源都只有一个，那循环等待就是死锁的充分必要条件了。
+
+#### 死锁发生的情况
+
+1. 对系统资源的竞争。各进程对不可剥夺的资源（如打印机）的竞争可能引起死锁，对可剥夺的资源(CPU)的竞争是不会引起死锁的。
+2. 进程推进顺序非法。请求和释放资源的顺序不当，也同样会导致死锁。例如，并发执行的进程P1、P2分别申请并占有了资源R1、R2，之后进程P1又紧接着申请资源R2，而进程P2又申请资源R1，两者会因为申请的资源被对方占有而阻塞，从而发生死锁。
+3. 信号量的使用不当也会造成死锁。如生产者-消费者问题中，如果实现互斥的P操作在实现同步的Р操作之前，就有可能导致死锁。（可以把互斥信号量、同步信号量也看做是一种抽象的系统资源）
+
+总之，对不可剥夺资源的不合理分配，可能导致死锁。
+
+#### 死锁的处理策略
+
+1. 预防死锁。破坏死锁产生的四个必要条件中的一个或几个。
+2. 避免死锁。用某种方法防止系统进入不安全状态，从而避免死锁（银行家算法）。
+3. 死锁的检测和解除。允许死锁的发生，不过操作系统会负责检测出死锁的发生，然后采取某种措施解除死锁。
+
+### 预防死锁
+
+预防死锁是不允许死锁发生的静态策略。
+
+#### 破坏互斥条件
+
+如果把只能互斥使用的资源改造为允许共享使用，则系统不会进入死锁状态。
+
+比如：SPOOLing技术。操作系统可以采用SPoOLing技术把独占设备在逻辑上改造成共享设备。比如，用SPooLing技术将打印机改造为共享设备，将多个进程的请求合并为一个输出进程。
+
+该策略的缺点：并不是所有的资源都可以改造成可共享使用的资源。并且为了系统安全，很多地方还必须保护这种互斥性。因此，很多时候都无法破坏互斥条件。
+
+#### 破坏不剥夺条件
+
+1. 当某个进程请求新的资源得不到满足时，它必须立即释放保持的所有资源，待以后需要时再重新申请。也就是说，即使某些资源尚未使用完，也需要主动释放，从而破坏了不可剥夺条件。
+2. 当某个进程需要的资源被其他进程所占有的时候，可以由操作系统协助，将想要的资源强行剥夺。这种方式一般需要考虑各进程的优先级（比如剥夺调度方式，就是将处理机资源强行剥夺给优先级更高的进程使用）。
+
+该策略的缺点：
+
+1. 实现起来比较复杂。
+2. 释放已获得的资源可能造成前一阶段工作的失效。因此这种方法一般只适用于易保存和恢复状态的资源，如CPU。
+3. 反复地申请和释放资源会增加系统开销，降低系统吞吐量。
+4. 若采用方案一，意味着只要暂时得不到某个资源，之前获得的那些资源就都需要放弃，以后再重新申请。如果一直发生这样的情况，就会导致进程饥饿。
+
+#### 破坏请求和保持条件
+
+可以采用**静态分配方法**，即进程在运行前一次申请完它所需要的全部资源，在它的资源未满足前，不让它投入运行。一旦投入运行后，这些资源就一直归它所有，该进程就不会再请求别的任何资源了。
+
+该策略实现起来简单，但也有明显的缺点：
+
+1. 有些资源可能只需要用很短的时间，因此如果进程的整个运行期间都一直保持着所有资源，就会造成严重的资源浪费，资源利用率极低。
+2. 该策略也有可能导致某些进程饥饿。
+
+#### 破坏循环等待条件
+
+可采用**顺序资源分配法**。首先给系统中的资源编号，规定每个进程必须按编号递增的顺序请求资源，同类资源（即编号相同的资源）一次申请完。
+
+原理分析：一个进程只有已占有小编号的资源时，才有资格申请更大编号的资源。按此规则，已持有大编号资源的进程不可能逆向地回来申请小编号的资源，从而就不会产生循环等待的现象。
+
+该策略的缺点：
+
+1. 不方便增加新的设备，因为可能需要重新分配所有的编号。
+2. 进程实际使用资源的顺序可能和编号递增顺序不一致，会导致资源浪费。
+3. 必须按规定次序申请资源，用户编程麻烦。
+
+### 避免死锁
+
+预防死锁是不允许死锁发生的动态策略。
+
+#### 安全序列与不安全状态
+
++ 所谓安全序列，就是指如果系统按照这种序列分配资源，则每个进程都能顺利完成。只要能找出一个安全序列，系统就是安全状态。当然，安全序列可能有多个。
++ 如果分配了资源之后，系统中找不出任何一个安全序列，系统就进入了不安全状态。这就意味着之后可能所有进程都无法顺利的执行下去。当然，如果有进程提前归还了一些资源，那系统也有可能重新回到安全状态，不过我们在分配资源之前总是要考虑到最坏的情况。
++ 如果系统处于安全状态，就一定不会发生死锁。如果系统进入不安全状态，就可能发生死锁（处于不安全状态未必就是发生了死锁，但发生死锁时一定是在不安全状态）。
+
+#### 银行家算法
+
+可以在资源分配之前预先判断这次分配是否会导致系统进入不安全状态，以此决定是否答应资源分配请求。这也是“银行家算法”的核心思想。
+
+**例题：**系统中有5个进程P0到P4，3种资源ROR到2，初始数量为(10,5,7)，某一时刻的情况可表示如下:
+
+进程|最大需求|已分配
+:-:|:------:|:----:
+P0|(7,5,3)|(0,1,0)
+P1|(3,2,2)|(2,0,0)
+P2|(9,0,2)|(3,0,2)
+P3|(2,2,2)|(2,1,1)
+P4|(4,3,3)|(0,0,2)
+
+将已分配的部分全部加起来得到(7,2,5)，还剩余资源数(3,3,2)。
+
+将每个进程的最大需求减去已分配，会得到最多还需要的资源数量：
+
+进程|最大需求|已分配|最多还需要
+:-:|:------:|:----:|:-------:
+P0|(7,5,3)|(0,1,0)|(7,4,3)
+P1|(3,2,2)|(2,0,0)|(1,2,2)
+P2|(9,0,2)|(3,0,2)|(6,0,0)
+P3|(2,2,2)|(2,1,1)|(0,1,1)
+P4|(4,3,3)|(0,0,2)|(4,3,1)
+
+将剩余资源数(3,3,2)与各个进程的最多还需要值对比，如果剩余资源数每个资源值都大于该进程的最多还需要的资源值，就代表这个进程可以分配资源。
+
+对比得到P1和P3可以分配。
+
+其中P1分配完归还资源后可用资源为(3,3,2)+(1,2,2)=(5,3,2)，然后使用该可用资源序列进行下一轮的分配，直到五次循环检查后五个进程都加入了安全序列中，就得到了一个最终的序列。该算法称为安全性算法。
+
+若每一轮检查都从最小编号开始会更快得到安全序列。
+
+同时还有一个更快的方法得到安全序列：将剩余资源数与最多还需要对比，满足条件的进程全部加入安全序列（而非一个个），然后把归还的资源相加，进行下一轮的比较。
+
+使用代码实现：
+
+假设系统中有n个进程，m种资源。
+
+每个进程在运行前先声明对各种资源的最大需求数，则可用一个n\*m的矩阵（可用二维数组实现）表示所有进程对各种资源的最大需求数。不妨称为最大需求矩阵Max，Max[i,j]=K表示进程Pi最多需要K个资源Rj。
+
+同理，系统可以用一个n*m的分配矩阵Allocation表示对所有进程的资源分配情况。Max-Allocation=Need矩阵，表示各进程最多还需要多少各类资源。
+
+另外，还要用一个长度为m的一维数组 Available表示当前系统中还有多少可用资源。
+
+某进程Pi向系统申请资源，可用一个长度为m的一维数组Ri表示本次申请的各种资源量。
+
+可用银行家算法预判本次分配是否会导致系统进入不安全状态：
+
+1. 如果Ri[j]≤Need\[i,j](O≤j≤m)则转向步骤二，否则因为其需要的资源数已经大于最大值，认为出错。
+2. 如果Ri[j]≤Available\[i](0≤j≤m)，便转向步骤三看，否则表示尚无足够资源，Pi必须等待。
+3. 系统试探着把资源分配给进程Pi，并修改相应的数据（并非真的分配，修改数值只是为了做预判）。
+   + `Available = Available - Ri;`
+   + `Allocation[i,j] = Allocation[i,j] + Ri[j];`
+   + `Need[i,j] = Need[i,j] - Ri[j];`
+4. 操作系统执行安全性算法，检查此次资源分配后，系统是否处于安全状态。若安全，才正式分配，否则，恢复相应数据，让进程阻塞等待。
+
+### 检测解除死锁
+
+允许死锁的产生。
+
+#### 检测死锁
+
+为了能对系统是否已发生了死锁进行检测，必须：
+
+1. 某种数据结构来保存资源的请求和分配信息。
+2. 提供一种算法，利用上述信息来检测系统是否已进入死锁状态。
+
+数据结构——资源分配图：
+
++ 两种结点：
+  + 进程结点：对应一个进程。
+  + 资源结点：对应一类资源，一类资源可能有多个。
++ 两种边：
+  + 进程结点——>资源结点（请求边）：表示进程想申请几个资源（每条边代表一个）。
+  + 资源节点——>进程结点（分配边）：表示已经为进程分配了几个资源（每条边代表一个）。
+
++ 如果系统中剩余的可用资源数足够满足进程的需求，那么这个进程暂时是不会阻塞的，可以顺利地执行下去。
++ 如果这个进程执行结束了把资源归还系统，就可能使某些正在等待资源的进程被激活，并顺利地执行下去。
++ 相应的，这些被激活的进程执行完了之后又会归还一些资源，这样可能又会激活另外一些阻塞的进程。
++ 如果按上述过程分析，最终能消除所有边，就称这个图是可完全简化的。此时一定没有发生死锁（相当于能找到一个安全序列）。
++ 如果最终不能消除所有边，那么此时就是发生了死锁。
++ 最终还连着边的那些进程就是处于死锁状态的进程。
+
+总结上面的描述，所以检测死锁的算法：
+
+1. 在资源分配图中，找出既不阻塞又不是孤点的进程Pi（即找出一条有向边与它相连，且该有向边对应资源的申请数量小于等于系统中已有空闲资源数量。若所有的连接该进程的边均满足上述条件，则这个进程能继续运行直至完成，然后释放它所占有的所有资源）。消去它所有的请求边和分配变，使之称为孤立的结点。
+2. 进程Pi所释放的资源，可以唤醒某些因等待这些资源而阻塞的进程，原来的阻塞进程可能变为非阻塞进程。根据步骤一中的方法进行一系列简化后，若能消去途中所有的边，则称该图是可完全简化的。
+3. 死锁定理：若是不能完全简化，则系统死锁。
+
+#### 解除死锁
+
+一旦检测出死锁的发生，就应该立即解除死锁。
+
+并不是系统中所有的进程都是死锁状态，用死锁检测算法化简资源分配图后，还连着边的那些进程就是死锁进程。
+
+解除死锁的主要方法有：
+
+1. 资源剥夺法：挂起（暂时放到外存上）某些死锁进程，并抢占它的资源，将这些资源分配给其他的死锁进程。但是应防止被挂起的进程长时间得不到资源而饥饿。
+2. 撤销进程法（或称终止进程法）：强制撤销部分、甚至全部死锁进程，并剥夺这些进程的资源。这种方式的优点是实现简单，但所付出的代价可能会很大。因为有些进程可能已经运行了很长时间，已经接近结束了，一旦被终止可谓功亏一篑，以后还得从头再来。
+3. 进程回退法：让一个或多个死锁进程回退到足以避免死锁的地步。这就要求系统要记录进程的历史信息，设置还原点。
+
+确定挂起或撤销的进程的指标：
+
+1. 进程优先级。
+2. 已执行多长时间。
+3. 还要多久能完成。
+4. 进程已经使用了多少资源
+5. 进程是交互式的还是批处理式的。

Operate-System/2-memory-management.md

@@ -0,0 +1,188 @@
+# 内存管理
+
+## 内存管理概念
+
+### 内存管理基础知识
+
+#### 内存
+
++ 内存是用于存放数据的硬件。程序执行前需要先放到内存中才能被CPU处理用于缓冲速度。
++ 内存地址从0开始，每个地址对应一个存储单元。
++ 存储单元的大小不定：
+  + 按字节编址，则每个存储单元大小为1B，八个二进制位。
+  + 按字编址，每个存储单元大小为一个字，根据计算机的字长确定大小，若字长为16位，则一个字大小为16个二进制位。
++ 相对地址又称逻辑地址，绝对地址又称物理地址。编译时只考虑逻辑地址，实际放入内存再考虑物理地址。
+
+#### 程序运行过程
+
++ 程序运行过程：
+  1. 编译：由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块（编译就是把高级语言翻译为机器语言）。
+  2. 链接：由链接程序将编译后形成的一组目标模块，以及所需库函数链接在一起，形成一个完整的装入模块。
+  3. 装入（装载）：由装入程序将装入模块装入内存运行。
++ 链接的三种方式（将独立的逻辑地址合并为完整的逻辑地址。）：
+  1. 静态链接：在程序运行之前，先将各目标模块及它们所需的库函数连接成一个完整的可执行文件（装入模块），之后不再拆开。
+  2. 装入时动态链接：将各目标模块装入内存时，边装入边链接的链接方式。
+  3. 运行时动态链接：在程序执行中需要该目标模块时，才对它进行链接。其优点是便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享。
++ 装入的三种方式（将逻辑地址转换为物理地址）：
+  1. 绝对装入（单道程序阶段、未产生操作系统）：在编译时，如果知道程序将放到内存中的哪个位置，编译程序将产生绝对地址的目标代码。装入程序按照装入模块中的地址，将程序和数据装入内存。
+     + 绝对装入只适用于单道程序环境。
+     + 程序中使用的绝对地址，可在编译或汇编时给出，也可由程序员直接赋予。
+     + 通常情况下都是编译或汇编时再转换为绝对地址。
+  2. 静态重定位（可重定位装入）（多道批处理操作系统）：编译、链接后的装入模块的地址都是从0开始的，指令中使用的地址、数据存放的地址都是相对于起始地址而言的逻辑地址。可根据内存的当前情况，使用单独的装入程序将装入模块装入到内存的适当位置。装入时对地址进行“重定位”，将逻辑地址变换为物理地址（地址变换是在装入时一次完成的）。
+     + 静态重定位的特点是在一个作业装入内存时，必须分配其要求的全部内存空间，如果没有足够的内存，就不能装入该作业。
+     + 作业一旦进入内存后，在运行期间就不能再移动，也不能再申请内存空间。
+  3. 动态重定位（动态运行时装入）（现代操作系统）：编译、链接后的装入模块的地址都是从0开始的。装入程序把装入模块装入内存后，并不会立即把逻辑地址转换为物理地址，而是把地址转换推迟到程序真正要执行时才进行。因此装入内存后所有的地址依然是逻辑地址。这种方式需要一个重定位寄存器的支持。
+     + 采用动态重定位时允许程序在内存中发生移动。
+     + 可将程序分配到不连续的存储区中：在程序运行前只需裂入它的部分代码即可投入运行，然后在程序运行期间，根据需要动态申请分配内存。
+     + 便于程序段的共享，可以向用户提供一个比存储空间大得多的地址空间。
+
+#### 内存管理功能
+
+1. 操作系统负责内存空间的分配与回收。
+2. 操作系统需要提供某种技术从逻辑上对内存空间进行扩充。
+3. 操作系统需要提供地址转换功能，负责程序的逻辑地址与物理地址的转换。
+4. 操作系统需要提供内存保护功能。保证各进程在各自存储空间内运行，互不干扰：
+   + 在CPU中设置一对上、下限寄存器，存放进程的上、下限地址。进程的指令要访问某个地址时，CPU检查是否越界。
+   + 采用重定位寄存器（又称基址寄存器）和界地址寄存器（又称限长寄存器）进行越界检查。重定位寄存器中存放的是进程的起始物理地址。界地址寄存器中存放的是进程的最大逻辑地址。
+
+### 内存空间分配回收
+
+分为：
+
++ 连续分配管理：
+  + 单一连续分配。
+  + 固定分区分配。
+  + 动态分区分配。
++ 非连续分配管理
+
+连续分配是指为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间。而非连续分配反之。
+
++ 内部碎片，分配给某进程的内存区域中，如果有些部分没有用上。
++ 外部碎片，是指内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用。
+
+#### 连续分配管理
+
+1. 在单一连续分配：
+   + 内存被分为系统区和用户区。系统区通常位于内存的低地址部分，用于存放操作系统相关数据:用户区用于存放用户进程相关数据。
+   + 内存中只能有一道用户程序，用户程序独占整个用户区空间。
+   + 优点：
+     + 实现简单。
+     + 无外部碎片。
+     + 可以采用覆盖技术扩充内存。
+     + 不一定需要采取内存保护（如早期的PC操作系统Ms-Dos）。
+   + 缺点：
+     + 只能用于单用户、单任务的操作系统中。
+     + 有内部碎片。即分配给某进程的内存区域中，如果有些区域没有用上的部分
+     + 存储器利用率极低。
+2. 固定分区分配：
+    + 将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区，在每个分区中只装入一道作业。
+    + 分区的方式：
+      + 分区大小相等：缺乏灵活性，但是很适合用于用一台计算机控制多个相同对象的场合。
+      + 分区大小不等：增加了灵活性，可以满足不同大小的进程需求。根据常在系统中运行的作业大小情况进行划分（比如:划分多个小分区、适量中等分区、少量大分区）。
+    + 记录分区的方法：操作系统需要建立一个数据结构——分区说明表，来实现各个分区的分配与回收。每个表项对应一个分区，通常按分区大小排列。每个表项包括对应分区的天小、起始地址、状态（是否已分配）。
+    + 分区分配过程：当某用户程序要装入内存时，由操作系统内核程序根据用户程序大小检索该表，从中找到一个能满足大小的、未分配的分区，将之分配给该程序，然后修改状态为“己分配”。
+    + 优点：
+      + 实现简单。
+      + 无外部碎片。
+    + 缺点：
+      + 当用户程序太大时，可能所有的分区都不能满足需求，此时不得不采用覆盖技术来解决，但这又会降低性能。
+      + 会产生内部碎片，内存利用率低。
+3. 动态分区分配：
+    + 动态分区分配又称为可变分区分配。这种分配方式不会预先划分内存分区，而是在进程装入内存时根据进程的大小动态地建立分区，并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统分区的大小和数目是可变的。
+    + 记录分区的方法：
+      + 空闲分区表：每空闲分区对应表项。表项中包含分区号、分区大小、分区起始地址、分区状态等信息。
+      + 空闲分区链：每个分区的起始部分和末尾部分分别设置前向指针和后向指针。起始部分处还可记录分区大小等信息。
+    + 分配分区：
+      + 当选择的分区分区大小大于分配空间，则分区大小相减，并修改起始地址。
+      + 当选择的分区分区大小等于分配空间，则删除该表项。
+    + 回收分区：
+      + 若回收区的后面或前面有一个相邻的空闲分区则合并为一个。
+      + 若回收区的后面和前面都有一个相邻的空闲分区则合并为一个。
+      + 若回收区的后面或前面都没有一个相邻的空闲分区，则增加一个表项。
+    + 动态分区分配会导致外部碎片，可用通过**紧凑**（拼凑）技术来移动进程位置合并空闲空间。
+
+动态分区分配算法，为了解决动态分区分配方式中如何从多个空闲分区中选择一个分区分配：
+
+1. 首次适应算法（First Fit）：
+   + 算法思想：每次都从低地址开始查找，找到第一个能满足大小的空闲分区。
+   + 如何实现：空闲分区以**地址**递增的次序排列。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。
+   + 优点：
+     + 首次适应算法每次都要从头查找，每次都需要检索低地址的小分区。但是这种规则也决定了当低地址部分有更小的分区可以满足需求时，会更有可能用到低地址部分的小分区，也会更有可能把高地址部分的天分区保留下来。
+     + 算法开销小，每次分区后不需要对分区队列重新排序。
+2. 最佳适应算法（Best Fit）：
+   + 算法思想：由于动态分区分配是一种连续分配方式，为各进程分配的空间必须是连续的一整片区域。因此为了保证当“大进程”到来时能有连续的大片空间，可以尽可能多地留下大片的空闲区，即，优先使用更小的空闲区。
+   + 如何实现：空闲分区按**容量**递增次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。当分配完后需要重新调整空闲分区链（或空闲分区表）。
+   + 优点：容易保存大分区。
+   + 缺点：
+     + 每次都选最小的分区进行分配，会留下越来越多的、很小的、难以利用的内存块。因此这种方法会产生很多的外部碎片且很难查找回收。
+     + 算法开销大，每次分区外需要对分区队列进程重新排序。
+3. 最坏适应算法（Worst Fit）或最大适应算法（Largest Fit）：
+   + 算法思想：为了解决最佳适应算法的问题――即留下太多难以利用的小碎片，可以在每次分配时优先使用最大的连续空闲区，这样分配后剩余的空闲区就不会太小，更方便使用。
+   + 如何实现：空闲分区按**容量**递减次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。当分配完后需要重新调整空闲分区链（或空闲分区表）。
+   + 优点：可用减少难以利用的小碎片。
+   + 缺点：
+     + 每次都选最大的分区进行分配，虽然可以让分配后留下的空闲区更大，更可用，但是这种方式会导致较大的连续空闲区被迅速用完。如果之后有“大进程”到达，就没有内存分区可用了。
+     + 算法开销大，每次分区外需要对分区队列进程重新排序。
+4. 临近适应算法（Next Fit）：
+   + 算法思想:首次适应算法每次都从链头开始查找的。这可能会导致低地址部分出现很多小的空闲分区，而每次分配查找时，都要经过这些分区，因此也增加了查找的开销。如果每次都从上次查找结束的位置开始检索，就能解决上述问题。
+   + 如何实现:空闲分区以地址递增的顺序排列（可排成一个循环链表）。每次分配内存时从上次查找结束的位置开始查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。
+   + 优点：减少了检索空闲分区的次数，提高了效率。
+   + 缺点：邻近适应算法的规则可能会导致无论低地址、高地址部分的空闲分区都有相同的概率被使用，也就导致了高地址部分的大分区更可能被使用，划分为小分区，最后导致无大分区可用。
+
+所以综合来看，首次适应算法效果最好就。
+
+#### 非连续分配管理
+
+也称为离散分配方式。分为三种：
+
++ 基本分页存储管理：
+  + 将内存空间分为一个个大小相等的分区（比如:每个分区4KB），每个分区就是一个“页框”，或称“页帧”、“内存块”、“物理块”。每个页框有一个编号，即“页框号”（或者“内存块号”、“页帧号”、“物理块号”）页框号从0开始。
+  + 将用户进程的地址空间也分为与页框大小相等的一个个区域，称为“页”或“页面”。每个页面也有一个编号，即“页号”，页号也是从0开始。（注:进程的最后一个页面可能没有一个页框那么大。因此，页框不能太大，否则可能产生过大的内部碎片）
+  + 操作系统以页框为单位为各个进程分配内存空间。进程的每个页面分别放入一个页框中。也就是说，进程的页面与内存的页框有一一对应的关系。
+  + 各个页面不必连续存放，也不必按先后顺序来，可以放到不相邻的各个页框中。
+  + 逻辑地址转换为物理地址：
+    1. 要算出逻辑地址对应的页号。页号=逻辑地址/页面长度（取除法的整数部分）
+    2. 要知道该页号对应页面在内存中的起始地址。页面在内存中的起始位置是操作系统需要用某种数据结构记录进程各个页面的起始位置。
+    3. 要算出逻辑地址在页面内的“偏移量”。
+    4. 物理地址=页面始址+页内偏移量。页内偏移量=逻辑地址%页面长度（取除法的余数部分）
+    + 为了方便计算页号、页内偏移量、页面大小一般设为出的整数幂。
+    + 如果每个页面大小为$2^k$B，用二进制数表示逻辑地址，则末尾k位即为页内偏移量，其余部外就是页号
++ 基本分段存储管理
++ 段页式存储管理。
+
+### 内存空间扩充
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+内存空间的扩充（用容量小的内存运行大的程序）有三种技术：
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+1. 覆盖技术。
+2. 交换技术。
+3. 虚拟存储技术。
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+#### 覆盖技术
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+覆盖技术在同一个程序或进程中执行。
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++ 覆盖技术的思想：将程序分为多个段（多个模块）。常用的段常驻内存，不常用的段在需要时调入内存。
++ 内存中分为一个“固定区”和若干个“覆盖区”。
++ 需要常驻内存的段放在“固定区”中，调入后就不再调出（除非运行结束）。
++ 不常用的段放在“覆盖区”，需要用到时调入内存，用不到时调出内存。
++ 按照自身代码逻辑结构，让那些不可能同时被访问的程序段共享同一个覆盖区。
++ 缺点：
+  + 必须由程序员声明覆盖结构，操作系统完成自动覆盖。
+  + 对用户不透明，增加了用户编程负担。
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+#### 交换技术
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+交换技术在不同进程或作业之间进行的。
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++ 交换（对换）技术的设计思想：内存空间紧张时，系统将内存中某些进程暂时换出外存，把外存中某些已具备运行条件的进程换入内存（进程在内存与磁盘间动态调度）。
++ 交换的位置：具有对换功能的操作系统中，通常把磁盘空间分为文件区和对换区两部分。文件区主要用于存放文件，主要追求存储空间的利用率，因此对文件区空间的管理采用离散分配方式;对换区空间只占磁盘空间的小部分，被换出的进程数据就存放在对换区。由于对换的速度直接影响到系统的整体速度，因此对换区空间的管理主要追求换入换出速度，因此通常对换区采用连续分配方式（学过文件管理章节后即可理解）。总之，对换区的I/o速度比文件区的更快。
++ 交换的时机：交换通常在许多进程运行且内存吃紧时进行，而系统负荷降低就暂停。例如在发现许多进程运行时经常发生缺页，就说明内存紧张，此时可以换出一些进程；如果缺页率明显下降、就可以暂停换出。
++ 交换进程的选择：
+  + 可优先换出阻塞进程。
+  + 可换出优先级低的进程。
+  + 为了防止优先级低的进程在被调入内存后很快又被换出，考虑进程在内存的驻留时间。
++ 暂时换出外存等待的进程状态是挂起状态。
++ 处理机调度的中级调度（内存调度）就是交换技术的实现。进程的PCB常驻内存。
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+## 虚拟内存管理