《操作系统》课件(五)页式存储管理

段的共享和保护
共享：在不同用户的段表中添入相同的 段表表项。
保护：在段表中添加一个保护位。 思 考：为什么段式存储管理比页式存储
管理更容易实现共享和保护？
段式和页式的问题和优点
页式：解决了碎片问题。但不便于用户作业 的共享和保护。由于用户调入的页可能只用 到其中的一部分，因此系统的效率不高。
210=1024，25=32
（2）根据给定的逻辑地址得到页号和页内地址。
035E（H）=（0000001101011110）2 从左边 数10位为页内地址，剩余为页号。页号为0。
（3）根据页号查页表，得到块号为5。
（4）将块号与块内地址组合为物理地址：
01011101011110=175E（H）
页表的实现—快表
块号
5 12
保护位
R WR
5
5
5
5
5
用户1
用户2
用户3
页式虚拟存储技术
虚拟存储器：内存扩充技术，为用户提供一 个比实际内存大得多的内存空间。
实现虚拟的三个三个条件；
程序中的哪些页已经加载内存。 当要访问的页不在内存时，如何将其掉如内存？ 若此时内存空间已满，如何选择换出的页？
页式虚拟的基本原理：加载作业时，只加载 那些最活跃的页，其余的页需要时再加载。 “请求调页技术”和“预调页技术”。
从上述地址变换过程可以看出：CPU每取一条 指令或数据，都必须经过页表。
因此，页表的每一个表项都是一个动态重定位 机构。
如何实现页表，将影响系统的效率。 方式：
硬件实现：用寄存器组。但代价太高，特别是内存 很大时，是不可能的。
软件实现：将页表放在内存中。每取一条指令，要 两次访问内存。
快表
用户作业请求：块数B 空闲块数B N
无法分配
扫描位示图，查找为0的位 计算块号 建立页表
页式系统的内存保护和共享
保护：在页表上添加一个保护位。在做地址 变换时，检查对页面的访问是否合法。
共享：根据地址转换过程可知：如果在不同 用户的页表中填上相同的页表表项（块号）， 就能够访问相同的内存空间。
空间局部性：某个页面被访问，很可能它相临的 页也要被访问。例如：数组遍历；代码程序的执 行；等等。
工作集：进程活跃地访问的页面的集合。
工作集模型（续）
工作集存储管理策略力求把活跃程序的工 作集保存在内存中。
W(h)
h0
h
从上图可以看出：仅当一个进程的全部工作 集都在内存时才能运行该作业。
页式存储管理的缺陷
段式：很好地解决了共享和保护问题，系统 效率高；但由于采用可变分区方式为段分配 内存，存在碎片问题。
段页式存储管理
也称为“混合式存储管理”，将页式和 段式的优点结合起来。
原理：程序先分段，段内再分页。每个 段在内存中拥有一个页表。
用户看到的是段，即共享时采用段。 内存管理采用页，因此消除了碎片。
在调入内存时，若内存已满
进行“页面替换”：从内存中选择一个页调 出内存，为新调入的页让出空间。
如果替换的不合适，则发生“抖动”或“颠 簸”现象：页在内外存之间频繁地调入调出， 系统开销很大。
页面替换算法：
先进先出法（FIFO）：将最先调入内存的页调出 内存。
最近最少使用算法（LRU：least recently used）。 将最近一段时间内没有用过的页调出内存。
段的概念：一个逻辑意义完整的信息单位。 一个程序由若干个段组成。各段长度不同。
段式存储管理的原理：作业的地址空间由若 干个逻辑分段组成，每个分段有自己的名字， 在内存中占据一个连续的区域。但是段和段 之间可以是不连续的。
思考：采用什么策略为段分配内存？
地址变换
逻辑地址：段号+段内地址 注意：该逻辑地址是二维地址。 因为段在内存中占据一个连续的区域，如果
一、如何知道哪些已在内存
在页表中添加一个标志位（中断位），标 志该页是否已在内存： 0：不在 1：在内存 块号 保护位 标志位
当要访问的页不在内存时
发生“缺页中断”。 缺页中断的处理过程：
保存现场 在内存中找到一个空闲块。 从磁盘上找到要调入的页。 读磁盘到内存。 恢复现场。 重新调度运行。
缺页中断
页面替换
15
4 23 1
5 43
答案：缺页中断的次数为12次，页面替换的次序是：1 5 4 2 3 1 5 4 3。
（2）LRU算法：
访问队列：1 5 4 1 2 3 2 1 5 4 2 4 3 5 1
1 5442 3 3 354 2 2 35 1 内 存 1551 2 2 215 4 4 23 5
页面替换算法
最近最少使用算法（LFU）：最近一段时 间内使用次数最少的页调出内存。 为每一个在内存的页设置一个计数器， 选择计数器中的值最小的调出。
最优算法（OPT）：把将来一段时间内被 使用的可能性最小的页调出内存。 利用预测方法先来预测将来的使用情况。
注意：LRU、LFU之间的区别。
例 题：
2、现有一个作业，在段式存储管理的系统中已为
其分配了主存并建立了段表，如下所示：
段号 内存起始地址
长度
0
1760
680
1
1000
160
2
1560
200
3
2800
890
（1）说明段式存储管理的地址重定位过程。
（2）计算该作业访问[0，500]，[1，300]，[3， 655]，[5，120]时的绝对地址。
随堂练习
在一个页式虚拟存储管理系统中，用户空间有 32个页，每页为1KB，主存为16KB。试问：
（1）逻辑地址的有效位是多少？ （2）物理地址的有效位是多少？ （3）假定某时刻为用户的第0、1、2、3页分别 分配的物理块号为5、10、4、7，试将虚拟地址 2500转变为物理地址。
分析：
（1）采用FIFO方法： 将内存中的页按进入的先后次序排队，后来的加入队尾，
先来的先出去。
（1）FIFO算法
访问队列：1 5 4 1 2 3 2 1 5 4 2 4 3 5 1
1 5442 3 3 154 2 2 35 1 内 存 1554 2 2 315 4 4 23 5
115 4 4 231 5 5 42 3
软硬件结合：将页表中使用最频繁的表项 （页表的的一个子集）放在cache中。称为 “快表”。
cache也称为“联想寄存器”，它不是根据 地址而是根据所存信息的全部特征或部分特 征进行存取。在这里为页号。
若要访问的页在cache中，则只需一次访问 内存。若不在，则到内存中去找，同时把新 的页表表项写入cache。
知道该段在内存中的起始地址，就可以得到 物理地址：
物理地址=起始地址+段内地址 段表：
段号 起始地址 长度
地址变换的过程
1、硬件支持：段表基址寄存器和段表长度寄存器。 因为段表是保存在内存中的。
2、步骤： （1）检查段号是否：段号段表长度寄存器
若否，则产生“地址越界”中断。 （2）根据段号和段表基址寄存器的值取段表表项， 得到段基址和段长度。 （3）判断段内地址是否越界：段内地址段长度。 （4）物理地址=基址+段内地址
从理论上讲，不同用户共享程序段或 数据很简单，只需在不同用户的页表中填上 相同的块号，经地址变换后，一定能访问相 同的内存空间。
但是，由于页的划分是由系统自动进 行的，很可能用户要共享的页分布在不同的 页中，给共享和保护造成了麻烦。
段式存储管理
用户程序观点：一个程序由若干程序段组成， 每一个段具有相对独立的功能。
地址变换
逻辑地址：段号+页号+页内地址
段号
页号
页内地址
段表： 段号 页表起始地址
页表： 页号 块号
注意：每一个段都有一个页表。 硬件支持：段表基址寄存器和段表长度寄存器。
本章小结—内存管理功能
内存的分配和回收 地址变换 内存共享与保护 虚拟存储器 任何一种管理策略，都需要解决上述问
内存分配
用户需求：需要多少块？ 内存空闲块的管理：位示图。
位示图：在内存中划出一片区域，用一位 代表一个块，该位的值表示所代表的块的状 态：
0：空闲；1：已分配。
内存分配
块号与字号、字长的关系：系统的字长 一定，内存块从0开始编号，则有： 块号=字号*字长+位号 字号=[块号/字长] （取整的意思） 位号=块号 MOD 字长
加载那些马上要用到的页。其余的页在需要时 再加载。
地址变换
逻辑地址：页号+页内地址
页号
页内地址
如何转变为内存物理地址？
考虑：物理地址=块号*块长度+块内地址
块长度一定，块内地地址与页内地址相同。
问题变为：如何根据页号得到块号？
页表：
页号 0
1 2
块号 7
12 3 21
页表
地址变换过程
题。
解决上述问题的方法，就是存储管理的内容。
本章小结—内存管理技术
单道连续存储管理 分区存储管理
固定分区存储管理 可变分区存储管理 页式存储管理 段式存储管理 段页式存储管理
课后练习
1、在一个分页式虚拟存储管理系统中，每个 进程在内存中有3个数据区，2个程序区。现 有一进程，其数据的第1、2，3页已装入内 存。现有一个访问序列：1、3、4、1、2、5、 4、3、2、1、4、3、5、1，已知系统采用 最近最少使用（LRU）淘汰算法。请给出缺 页次数和发生缺页中断后的淘汰页号。
114 1
页面替换
54
32 1
5 24
答案：缺页中断的次数为11次，页面替换的次序是：5 4 3 2 1 5 2 4
工作集模型
虚拟存储技术的理论基础。
局部性原理：进程往往会不均匀地高度局部 化地访问内存。