# 13. 存储管理基础
> **课程**: 操作系统 - 存储器管理
> **核心内容**: 存储器层次结构、存储管理功能、程序编译链接与装入、地址空间
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## 一、存储器层次结构
存储器按照速度和容量形成层次结构，越靠近CPU速度越快但容量越小、价格越高。
```
速度递增 ↑ 容量递减 ↑ 价格递增 ↑
┌─────────────────────────┐
│ 寄存器(Register) │ ← 最快，纳秒级，几十~几百字节
├─────────────────────────┤
│ 高速缓存(Cache) │ ← L1/L2/L3，几MB
├─────────────────────────┤
│ 主存(内存/DRAM) │ ← 几GB~几百GB，百纳秒级
├─────────────────────────┤
│ Flash/SSD │ ← 固态存储
├─────────────────────────┤
│ 磁盘缓存(Disk Cache) │
├─────────────────────────┤
│ 固定磁盘(HDD/SSD) │ ← 几百GB~几TB，毫秒级
├─────────────────────────┤
│ 可移动存储(U盘/光盘/磁带) │ ← 最慢，容量可很大
└─────────────────────────┘
```
**设计原则**: 利用**局部性原理**，将频繁访问的数据放在高速层次，较少访问的数据放在低速大容量层次。
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## 二、存储管理的功能
操作系统存储管理需要实现以下五大核心功能：
| 功能 | 说明 |
|------|------|
| **内存分配与回收** | 为进程分配所需内存，进程结束后回收内存 |
| **地址转换** | 将程序中的逻辑地址转换为物理地址（[[14_分页存储管理\|分页]]、[[15_段式存储管理\|分段]]） |
| **内存共享** | 多个进程共享同一段代码（如共享库） |
| **内存保护** | 防止进程越界访问其他进程或内核的内存区域 |
| **内存扩充** | 通过虚拟存储技术，使程序可用空间大于实际物理内存（[[16_虚拟存储器\|虚拟存储器]]） |
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## 三、程序的编译与链接过程
一个C语言源文件从编写到可执行，经历以下阶段：
```mermaid
flowchart LR
A["hello.c
源文件"] -->|预处理| B["hello.i
预处理后"]
B -->|编译| C["hello.s
汇编文件"]
C -->|汇编| D["hello.o
目标文件(可重定位)"]
D -->|链接| E["hello / a.out
可执行文件"]
E -->|装入| F["内存中运行的进程"]
style A fill:#e1f5fe
style C fill:#fff3e0
style D fill:#fce4ec
style E fill:#e8f5e9
style F fill:#f3e5f5
```
### 各阶段说明
| 阶段 | 输入 | 输出 | 工具 | 说明 |
|------|------|------|------|------|
| **预处理** | `.c` | `.i` | cpp | 展开宏、头文件、条件编译 |
| **编译** | `.i` | `.s` | cc1 | 翻译为汇编语言 |
| **汇编** | `.s` | `.o` | as | 翻译为机器指令（可重定位目标文件） |
| **链接** | `.o` | 可执行文件 | ld | 合并节段、解析符号引用、重定位 |
| **装入** | 可执行文件 | 进程 | 加载器 | 将程序载入内存并创建进程 |
### 查看目标文件的节段
使用 `objdump -h` 可以查看可执行文件或目标文件中的节段(Section)信息：
```bash
gcc -c hello.c # 编译为可重定位目标文件
objdump -h hello.o # 查看节段头信息
gcc hello.c -o hello # 链接为可执行文件
objdump -h hello # 查看可执行文件的节段
```
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## 四、可执行文件结构
可执行文件在内存中从低地址到高地址的典型布局如下：
```
高地址 ┌──────────────────┐
│ 命令行参数 │
│ 和环境变量 │
├──────────────────┤
│ 栈(Stack) │ ← 局部变量、函数调用帧，向下增长 ↓
│ ↓ │
│ │
│ ↑ │
│ 堆(Heap) │ ← malloc/new动态分配，向上增长 ↑
├──────────────────┤
│ .bss 段 │ ← 未初始化的全局/静态变量（不占文件空间）
├──────────────────┤
│ .data 段 │ ← 已初始化的全局变量和静态变量
├──────────────────┤
│ .rodata 段 │ ← 只读数据（如字符串常量）
├──────────────────┤
│ .text 段 │ ← 可执行代码（机器指令）
低地址 └──────────────────┘
```
| 段名 | 内容 | 是否可写 | 说明 |
|------|------|---------|------|
| `.text` | 机器指令代码 | 只读/只执行 | 程序的可执行代码 |
| `.rodata` | 只读数据 | 只读 | 字符串常量、`const`变量 |
| `.data` | 已初始化全局变量 | 可读写 | 有初始值的全局和静态变量 |
| `.bss` | 未初始化全局变量 | 可读写 | 不占文件空间，装入时清零 |
| 堆(Heap) | 动态分配内存 | 可读写 | `malloc`/`new` 分配 |
| 栈(Stack) | 函数调用帧 | 可读写 | 局部变量、返回地址等 |
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## 五、逻辑地址与物理地址
### 核心概念
| 术语 | 别名 | 说明 |
|------|------|------|
| **逻辑地址** | 虚拟地址(VA)、相对地址 | 程序中使用的地址，从0开始编址 |
| **物理地址** | PA、绝对地址 | 内存硬件中的实际地址 |
> **关键**: 程序中的地址（逻辑地址）**不等于**内存中的实际地址（物理地址）。地址转换由硬件（[[01_系统运行机制#四、存储器管理硬件——MMU|MMU]]）和操作系统配合完成。
### 逻辑地址空间与物理地址空间
```mermaid
flowchart TB
subgraph VA["逻辑地址空间 (虚拟)"]
direction TB
V0["地址 0"]
V1["..."]
V2["地址 2^v - 1"]
end
subgraph PA["物理地址空间 (实际)"]
direction TB
P0["地址 0"]
P1["..."]
P2["地址 2^p - 1"]
end
VA -->|"地址映射
(页表/段表)"| PA
style VA fill:#e3f2fd,stroke:#1976d2
style PA fill:#fff8e1,stroke:#f9a825
```
- **虚拟地址空间**: 大小为 $2^v$ 字节，其中 $v$ 是虚拟地址的位数
- **物理地址空间**: 大小为 $2^p$ 字节，其中 $p$ 是物理地址的位数
- 通常 $v \geq p$（虚拟地址空间可以大于物理内存），这就是[[16_虚拟存储器|虚拟存储器]]的基础
### 引入逻辑地址的好处
1. **进程隔离**: 每个进程拥有独立的虚拟地址空间，互不干扰
2. **提高内存利用率**: 可以使用[[16_虚拟存储器|虚拟存储器]]技术
3. **内存保护**: 通过地址转换实现访问权限控制
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## 六、内核空间与用户空间
操作系统将每个进程的虚拟地址空间划分为**用户空间**和**内核空间**两部分：
```mermaid
block-beta
columns 1
block:linux["Linux 进程地址空间 (4GB)"]
columns 1
block:kernel_linux["内核空间 (高 1GB)"]
k1["内核代码、数据、内核栈等"]
end
block:user_linux["用户空间 (低 3GB)"]
u1["栈 ↓"]
u2["..."]
u3["堆 ↑"]
u4[".bss / .data / .rodata / .text"]
end
end
block:win["Windows 进程地址空间 (4GB)"]
columns 1
block:kernel_win["内核空间 (高 2GB)"]
k2["内核代码、驱动等"]
end
block:user_win["用户空间 (低 2GB)"]
u5["用户程序空间"]
end
end
```
| 操作系统 | 用户空间 | 内核空间 | 说明 |
|---------|---------|---------|------|
| **Linux (32位)** | 0 ~ 3GB (低3GB) | 3GB ~ 4GB (高1GB) | 通过`PAGE_OFFSET`划分 |
| **Windows (32位)** | 0 ~ 2GB (低2GB) | 2GB ~ 4GB (高2GB) | 可通过`/3GB`启动参数调整为3:1 |
**重要规则**: 用户态程序**不能**直接访问内核空间的地址，否则触发保护异常。内核态代码可以访问整个地址空间。
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## 七、MMU 与内存保护
**MMU (Memory Management Unit)** 是CPU中负责地址转换和内存保护的硬件单元。
### 地址转换流程
```mermaid
flowchart LR
CPU["CPU 发出
虚拟地址(VA)"] --> MMU["MMU
地址转换"]
MMU --> PA["物理地址(PA)"]
PA --> MEM["访问内存"]
style MMU fill:#ffcdd2,stroke:#c62828
```
### 页表保护机制
MMU通过页表中的**U/S位**和CPU的**模式位**配合实现内存保护：
| 页表U/S位 | 含义 |
|-----------|------|
| **U=0 (Supervisor)** | 内核态页面，只有内核可以访问 |
| **U=1 (User)** | 用户态页面，用户态和内核态均可访问 |
| CPU模式 | 可访问的页面 |
|---------|-------------|
| **用户模式 (User mode)** | 只能访问 U=1 的页面 |
| **内核模式 (Kernel mode)** | 可以访问 U=0 和 U=1 的页面 |
当用户态程序试图访问 U=0 的内核页面时，MMU会产生**保护异常（段错误/Segmentation Fault）**，终止该进程。
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## 八、地址转换的主要方式
操作系统实现地址转换有多种方式，各有特点：
| 方式 | 原理 | 优点 | 缺点 |
|------|------|------|------|
| **重定位寄存器（基址寄存器）** | PA = VA + 基址值 | 简单 | 程序必须连续存放 |
| **静态重定位** | 装入时一次性修改所有地址 | 无需硬件支持 | 装入后不能移动 |
| **动态重定位** | 执行时通过MMU实时转换 | 灵活，支持移动 | 需要硬件支持 |
| **[[14_分页存储管理\|分页]]** | 按页划分，通过页表映射 | 消除外部碎片 | 有内部碎片、页表开销 |
| **[[15_段式存储管理\|分段]]** | 按逻辑段划分，通过段表映射 | 符合程序逻辑 | 外部碎片问题 |
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## 九、小结
```mermaid
mindmap
root((存储管理基础))
存储层次
寄存器
Cache
主存
Flash
磁盘
管理功能
分配回收
地址转换
内存共享
内存保护
内存扩充
程序装入
编译链接
可执行文件结构
逻辑地址vs物理地址
地址空间
虚拟地址空间
物理地址空间
内核空间/用户空间
MMU保护
页表U/S位
CPU模式位
```
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## 关联笔记
- [[01_系统运行机制]] — CPU工作模式（用户态/内核态）与MMU硬件基础
- [[14_分页存储管理]] — 分页式地址转换的详细实现
- [[15_段式存储管理]] — 分段式地址转换
- [[16_虚拟存储器]] — 虚拟存储器的实现原理
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**上一讲**: [[01_系统运行机制]]
**下一讲**: [[14_分页存储管理]]