分页存储管理

非连续分配方式1．基本内容：页式存储管理基本思想、数据结构、地址转换过程。

段式存储管理以及段页式存储管理。

2．学习要求：；掌握页式存储管理、段式存储管理以及段页式存储管理的实现原理、数据结构、地址转换机构等内容。

3．教学要求：本单元共安排4学时。

采用教员课堂讲授方法实施教学。

该部分内容抽象，是本章学习重点与难点。

课后可通过课程设计使学员加深对于抽象理论的理解和掌握。

4．重点：各种管理实现原理、数据结构、地址转换机构。

5．难点：段式存储管理。

分页存储管理可重定位分区分配虽然可以解决碎片和共享问题，但由于信息的大量移动而损失了许多宝贵的CPU时间，且存储用户的作业受到实际存储容量的限制。

多重分区分配虽在一定程度上解决了这些问题，但由于要求各分区设置分段的重定位寄存器，存储分配策略较复杂，且需较多的硬件支持。

分页式管理技术通过地址转换机制，能明显消除内、外存之间的差别，将外存看作内存的扩充和延伸。

并能很好解决“外零头”的问题。

一、分页在储管理实现的基本思想：在分页存储管理中，将每个作业的逻辑地址空间分为大小相同的块，称为虚页面或页（page）,通常页面大小为2的整数次幂（512K~4K）。

同样地，将物理空间也划分为与页面大小相等的块，称之为存储块或页框（page frame），为作业分配存储空间时，总是以页框为单位。

例如：一个作业的地址空间有M页，那么只要分配给它M个页框，每一页分别装入一个页框即可。

纯分页系统的定义：指在调度一个作业时，必须把它的所有页一次装入到主存的矾框。

若当时页框数不足，则该作业必须等待，系统再调度其他作业。

这里，并不要求这些页框是相邻的。

即连续逻辑地址空间的页面，通过页面地址转换机构可以映射到不连续的内存块中。

对地址空间的分页是由系统自动进行的，其逻辑地址由相对页号和页内位移量（页内地址）两部分组成（下面a）。

图中设逻辑地址长度为16位，可表示64K的逻辑地址空间。

物理地址也由块号及块内移量（块内地址）两部分组成（下图b）。

（图·逻辑地址与物理地址（a）逻辑地址（LA）（b）物理地址页式存储管理通常是由页表实现逻辑地址到物理地址的转换。

二、页面地址转换在分页式管理系统中，作业装入时，以页为单位分配存储块。

由于虚存管理的主要技术是部分装入和部分交换，在作业运行前，不是装入全部页面，而是只装入部分页面，在执行过程中再根据需要动态调入其他页面，当内存占满时要按某种算法进行某种算法进行页面的置换。

为了实理将作业的逻辑地址转换为实际内存地址，需建立以下数据结构：1.存储分块表MBT(Memory Block Table)表中记录内存中每个存储块的使用情况，其中状态是指存储块是否空闲（下图a）整个系统一张表，表目数等于内存块的总数。

2.页表PT （Page Table ）也称页面映象表（Pase Map Table ）,如下衅b 所示。

为每个运行的用户作业建立一张页表，表中的每一个表项对应该作业虚拟地址空间的一页，表项按页的顺序排列。

每个表项（又称页描述子）的内容包括页号、标志（特征）、块号等。

块号表示该页面所对的存储块，标志为O 表示该页面不在内存，标志为1表示该页面的内存。

(a)存储分块表MBT（b ）页表PT图·存储分块表和页表页表是系统根据分配情况在每个作业装入时建立的，作业撤消时，页表也撤消。

为了减少硬件开销；常将页表放在主存的系统区内。

当作业被调度时，该页表的起始地址及大小装入特定的页表控制寄存器（PTCR ）中（见下图）。

图·页表控制寄存器PTCR3.作业表J T （Job Table ）整个系统设置一张作业表，每个作业为一个表项，用于记录该作业的页表在内存中的起图·作业表页式存储管理的地址转换机制如下图所示，逻辑地址映射到物理地址的过程如下：①当作业被调度时，系统从作业表（JT ）中查找相应页表的起始地址及大小，并装入页表控制寄存器。

②按页表起始地址查找页表，首先将当前访问的逻辑地址的页号与页表寄存器中当当前页表的大小比较确定访问合法性、若页号超过页表大小则为非法访问，产生越界中断。

若访问合法则从相应页描述子中找到相应块号。

③将块号与逻辑地址中页内地址相拼；即将页内地址作业块内地址，形成物理地址。

图·页式地址转换机构三．快表从地址转换过程可见，每存取一个数据需要访问两次内存，第一次访问页表。

得到数据的物理地址，第二次才能访问要存取的数据。

这就增加了访问时间，降低了系统的速度，为了提高查找页表的速度，通常在地址变换机制中增加一个小容量的联想寄存器，它是一专用的高速缓冲存储器（Cache），用来存放页表中当前访问最频繁的表项，又称为快表。

在具有高速缓冲存储器的分页式管理系统中，需要进行地址转换时，首先根据逻辑地址中的页号查找快表，若找到该页所对应的块号，立即形成物理地址，否则再到内存页表中去查找。

下图给出了具有高速缓存的地址转换过程。

图·具有快表的地址转换在访问内存的过程中，随着进程的推进，快表的内容不断动态更新，页表的少数表目需动态装入快表。

当进程交替时，快表被清零。

高速缓存虽然容量小，但由于能按内容关联存放在一段时间内最频繁使用的页表表项，所以访问快表的命中率高达90%以上，这样可大大提高地址转换速度。

快表是硬件对分页存储管理的支持。

分段存储管理分页存储管理的进程逻辑空间结构是线形的.分页是对连续的地址空间的一种固定长度的连续划分,一页通常不是一个完整的程序或数据逻辑段.而实际上,用户的作业是按逻辑上有完整的段来划分的;例如主程序,子程序,数据等都可个成一段,每段对应与一个过程,一个程序模块或一个数据集合.为了给用户提供一个方便灵活的程序设计环境，将作业的地址空间按逻辑意义分段，以段作为内外存交换的单位。

这样既利于程序设计，又可方便地按段名访问，易于实现对模块特别是共享模块的保护和共享。

另外，从链接的角度来看，分区和页式管理只能采用静态链接方式。

由于一个大作业可能包括数百甚至上千个程序模块，对它们进行静态链接需花费大量的cpu 时间，但实际执行的过程中可能某一段时间只用到其中一个子集。

而段式存储管理可使用动态链接的方式。

一。

分段存储分配在分段存储管理系统中，一个作业分为若干段，每段都有自己的段名，程序经编译键接后，段名转换为段号，以段号唯一标识一个段，个段长度不等，其长度取决于对应程序模块的大小。

割断都是从0开始相对编址的连续地址空间。

可见作业的地址空间是二维的（见下图）。

500 300640 分段A （数组） 分段B （工作区）分段X （子程序） 1k 图。

分段逻辑地址分段MAIN （主程序）其逻辑地址由段号及段内地址（段内位移量）两部分组成（见下图）图·分段逻辑地址由于段是信息的逻辑单位，他有完整和独立的意义，在以段为单位进行存储分配时，一个段必须分配在内存的一个连续空间中，但各段可以不连续。

段长由程序决定并可以动态延伸。

分配策略与可变分区分配类似。

二。

动态地址转换段式管理中，逻辑地址到物理地址的转换机构与分页存储管理类似。

系统为每个作业在系统去内建立一张表ST (Segment Table).其典型的表目结构如下图所示。

段表表项按段号顺序从小到大排列，每张表包含一个作业的所有段。

图·段表表目其中，段长为该段的长度（即该作业分段的数目），起始地址是该段在内存的物理起始地址，即绝对地址。

·特征位——为1表示该段在内存，为0表示该段不在内存·存取控制——规定多该段的存取权限。

以R表示允许读，以W表示允许写，E表示允许执行等。

·修改位——为1表示该段在内存中修改过，为0表示该段未修改过。

·增补位——为1表示允许该段动态增长，为0 表示不允许该段增长。

为了便于查找段表，系统为正在运行的作业建立一个段表始址寄存器，用于存放作业的段表始址。

段表的始址寄存器是公用的，整个系统只有一个。

作业运行之前，系统将作业的段表始址及段长填入段表始址寄存器。

段式动态地址转换过程如下图所示。

段表寄存器段号位移量图·分段地址转换过程（1）将逻辑地址中的段号与段表寄存器的段长比较，验证段号合法性。

（2）有段表始址寄存器的段表始址找到段表位置。

根据逻辑地址中的段号查找段表，得到该段在主存的起始地址。

（3）同时还应该判断该段的特征位，若为1表示该段在内存。

若位0产生缺段中断，应将相应段调入内存，若内存空间不够，应合并空闲区，或按某种淘汰算法淘汰部分段。

下图为缺段处理的流程请求页式存储管理一．缺页中断处理在地址转换过程中，若当前访问页的符号位为0，即该页不在内存，则产生缺页中断。

此时用户作业暂停执行，CPU 转去执行缺页中断处理程序，该程序的功能是把所需的页面从外存调入内存，并把实际块号填入页表，将标志位改为1，然后继续执行被中断的程序。

若内存中无空闲块时，则按照某种页面淘汰算法选择一页面换出内存，再从外存调入所需页面。

下图给出了缺页中断的处理过程。

N图。

缺页中断处理页面访问 1 表示页面被访问过0 表示页面未被访问过页面修改 1 表示页面被修改过0 表示页面未被修改过图。

请求式分页系统的页描述字这种按需调入页面的请求式分页系统中，为了实现页面交换及存储保护，通常在页描述字中增加页面访问和页面修改位及存储控制字段。

在页面置换过程中，若所选择的淘汰页面的页面修改位为1，则应将该页面写回外存。

替换该页面在外存中的副本，再修改存储分块表，将该块置为空闲。

关于页面淘汰的算法将在下面介绍二、页面淘汰算法在处理缺页中断的过程中，当内存无空闲块又需调入新页面时，需将内存中的一些页面置换出去。

淘汰页面的算法，又称页面置换策略，是虚拟存储管理的核心问题，将直接影响到存储管理的性能。

若淘汰不当，可能回出现刚被淘汰的页面立即又被调入内存，频繁的内外存交换可能引起“抖动”现象（thrashing），以至大部分CPU时间都用于频繁的页面调度上，降低了系统的速度和效率。

常见的淘汰算法有：（1）先进先出FIFO算法先进先出FIFO（First InFirst Out）算法是一种最简单的淘汰算法。

首先淘汰在主存中驻留时间最长的页面。

该算法的依据是，由于每个作业装入是依次进行的，一般来说，页号相邻的页之间逻辑关系最密切，所以最早调入主存的页不再被使用的可能性比最近调入主存的页要大。

该算法容易实现，但算法仅在按线性顺序访问地址空间时才是最理想的，那些在内存中驻留很久的页面却往往是被经常访问的。

此外，该算法还有可能产生异常现象即当分配给一进程的页面增多时，缺页中断的次数反而增加。

(2)最近最久不用页表的淘汰LRU算法LRU(Least Recently Used)算法是根据一个作业在执行过程中的过去页表踪迹来推测未来的情况。