计算机操作系统(第四版)第四章分页与分段存储管理

逻辑地址由段号（名）和段内地址两部分组成。在该地 址结构中，允许一个作业最多有 64 K 个段，每个段的最大长 度为64 KB。
作业的分段结构
0 主程序段 ... 调用[X]段入口E „ 调用[Y]段入口F „ 访问A[116] ... p 子程序段[X] 数组A 0 E:„ „ 116 n 子程序段[Y] 0 F:„ „ I m 0 „ „ 工作区段 „ „
页表寄存器 页表长度 页表始址 相对地址(有效逻辑地址)
页号
页内地址
物理地址(绝对地址) 块号 块内地址
基本的地址变换机构
越界中断 页表寄存器 页表始址 ＋ 页表长度 ＞ 逻辑地址L 页号(3) 页内地址
页号 0 1 2 3
块号 1
b 物理地址 页表
图 4-12 分页系统的地址变换机构
绝对地址=块号×块长+页内地址 页表寄存器 页表长度 页表始址 3 0 相对地址 2
(4)分页与分段的区别

相似之处：
都采用离散分配的主存的方式； 都需要通过地址映射机构来实现地址变换。


不同之处： （1）分页是信息的物理单位，是系统管理的需要 而不是用户的需要；而分段则是信息的逻辑单位， 它含有一组意义相对完整的信息，是为了更好的满 足用户的需要。 （2）页的大小固定且由系统决定；而段的长度却 不固定，由用户所编写的程序决定。 （3）分页式作业的地址空间是一维的；而分段式 作业地址空间是二维的。 （4）分页的优点体现在内存空间的管理上，而分 段的优点体现在地址空间的管理上。
页
页 号
表
块 号
页表：由页号和块号组成，指出逻辑地址中页号与
主存中块号的对应关系。
页号---进程地址空间的页序号
块号---内存空间的页面序号
页表
用户程序 0页 1页 2页 3页 4页 5页
…
页表 页号 块号 0 2 1 3 2 6 3 8 4 9 5
… …
内存 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10
页号
页内地址
+
页号 块号 页号 块号
0 1 2
2 4 5
输 入 寄 存 器
0 1 2 快表
2 4 5 块号 块内地址
页表（慢表）
物理地址
例2：设有一页式存储管理系统，已知页面大小
为1024字节，试将逻辑地址1011转化为相应的物 理地址。
页号 0 1 2 块号 2 3 1 1）逻辑地址－－有效地 址 页号＝INT[1011/1024] ＝0 页内地址＝1011 MOD 1024＝1011 2）查页表得到块号为2 3）物理地址＝ 2×1024+1011＝3059
n页
图 4-11 页表的作用
地址变换(映射)机构
1 .基本的地址变换机构 基本任务：是利用页表把用户程序中的逻辑地址变换成内存中 的物理地址，用户程序中的页号 内存中的物理块号 实现方式：在系统中设置页表寄存器，用来存放页表的始址和 页表的长度。在进程未执行时，每个进程对应的页表的始址 和长度存放在进程的PCB中，当该进程被调度时，就将它们 装入页表寄存器。 在进行地址变换时，系统将页号与页表长度进行比较， 如果页号大于或等于页表寄存器中的页表长度，则访问越界， 产生越界中断。如未出现越界，则根据页表寄存器中的页表 始址和页号计算出该页在页表项中的位置，得到该页的物理 块号，将此物理块号装入物理地址寄存器中。与此同时，将 有效地址（逻辑地址）寄存器中页内地址直接装入物理地址 寄存器的块内地址字段中，这样便完成了从逻辑地址到物理 地址的变换。
页号 块号 0 6 1 7 4 5 5 10
快表



页表可以存放在主存里，这样取一个数据或指令至 少要访问主存两次，第一次按页号读出页表中对应 的块号，第二次按计算出来的物理地址进行读/写， 这样降低了存取速度。 为了提高存取速度，通常都设置一个专用的高速缓 冲寄存器，用来存放页表的一部分。存放在高速存 储器中的页表称为快表，这种高速存储器称联想寄 存器（associative memory）。 它的存取时间是小于主存的，但造价高，一般都是 小容量的。
3．地址变换机构
段表寄存器
段表始址 段表长度 TL
越界中断 ﹥
逻辑地址
段号S 1 位移量w 100
段号 0 1 2 3
段长SL 基址 15K 7K 8K 10K 40K 80K 120K 150K
物理地址 80k+100
物理地址：段的基址+段内地址（位移量）

为了实现从逻辑地址到物理地址的变换功能，系统 中设置了段表寄存器，用于存放段表始址和段表长 度。在进行地址变换时，系统将逻辑地址中的段号S 与段表长度TL进行比较。若 S≥TL，表示段号太大， 访问越界，于是产生越界中断信号；若未越界，则 根据段表的始址和该段的段号，计算出该段对应段 表项的位置，从中读出该段在内存中的起始地址， 然后再检查段内地址d是否超过该段的段长SL。若超 过，即 d≥SL，同样发出越界中断信号；若未越界， 则将该段的基址与段内地址w相加，得到要访问的内 存物理地址。
分段存储管理
（1）分段存储管理方式的引入
1.便于编程 通常用户常常把自己的作业按照逻辑关系划分成若干个 段，每个段都有自己的名字，且都从零开始编址，这样，用 户程序再执行中可用段名和段内地址进行访问。例如： LOAD 1，[A] | <D> 这条指令的含义是将分段A中的D单元内 的值读入寄存器1。 2.信息共享 在实现程序和数据的共享时，常常以信息的逻辑单位为 基础，而分页系统中的每一页只是存放信息的物理单位，其 本身没有完整的意义，因而不便于实现信息的共享，而段却 是信息的逻辑单位，有利于信息的共享。
3.信息保护 信息保护是对相对完整意义的逻辑单位（段）进行保护。 4.动态链接 通常一个源程序经过编译后所形成的若干个目标程序， 还需再经过链接，形成可执行代码后才能运行，这种在装入 时进行的链接称为静态链接。动态链接是指在作业运行之前， 并不把几个目标程序段都链接起来，而是先将主程序对应的 目标程序装入内存并启动运行，当运行过程中又需要调用某 段时，再将该段（目标程序）调入内存并链接起来。所以， 动态链接是以段为基础的。 5.动态增长 在实际系统中，往往有些数据段会不断地增长，而事先 却无法知道数据段会增长到多大，分段存储管理方式可以较 好地解决这个问题。
页号
452
页内地址
OS
物理地址 页号 0 1 2
页表
块号 2 3 8
8
452
8644
1024*8+452=8644

例：设块大小为32，利用下面的页表，将逻 辑地址140变换为物理地址
1）逻辑地址－－有效地址 页号＝INT[140/32]＝4 页内地址＝140 MOD 32＝12 2）查页表得到块号为5 3）物理地址＝5×32+12＝172
段号（S）
段内地址（W）
以段为单位进行主存分配，每一个段在主存中占有连 续的空间，但各个段之间可以离散的存放在主存不同区域 中。
2．段表 在分段式存储管理系统中，为每个段分配一个连 续的分区，而进程中的各个段可以离散地分配到内 存中不同的分区中。在系统中为每个进程建立一张 段映射表，简称为“段表”。每个段在表中占有一 表项，在其中记录了该段在内存中的起始地址（又 称为“基址”）和段的长度，如下图所示。进程在 执行中，通过查段表来找到每个段所对应的内存区。 可见，段表实现了从逻辑段到物理内存区的映射。
作业按页分散存放
分配存储空间时，根据作业的长度确定它的 页面数。一个作业有多少页，在它装入主存 时就给它分配多少块主存空间。这些主存储 块可以是不相邻的。 一个大的作业可以分成很多小块存储空间， 充分利用了主存空间，提高了系统效率。

分页式的地址结构（页表）

采用分页式存储分配时，逻辑地址是连续的， 用户在编制程序时仍只须使用顺序的地址， 而不必考虑如何去分页。由地址结构自然就 决定了页面的大小，也就决定了主存分块的 大小。

例：系统页面大小为１KB，设A＝2170B， 则P=2,W=122
注：通常页面大小是2的幂，且常在512B～8KB
3.页表 在将进程的每一页离散地分配到内存的多个 物理块中后，系统应能保证能在内存中找到每个 页面所对应的物理块。为此，系统为每个进程建 立了一张页面映射表，简称页表。每个页在页表 中占一个表项，记录该页在内存中对应的物理块 号。进程在执行时，通过查找页表，就可以找到 每页所对应的物理块号。 可见，页表的作用是实现从页号到物理块号 的地址映射。
基本分页存储管理方式
基本原理 存储空间的分配与去配 页表与地址转换 快表 页的共享与保护

基本原理
分页存储管理是解决存储零头的一种方法。 动态重定位是解决存储器零头问题的一种途径， 但要移动大量信息花去不少处理机时间,代价比较高, 这是因为这种分配要求把作业必须安置在一连续存 储区内的缘故,而分页存储管理正是要避开这种连续 性要求。分页存储管理允许将一个进程直接分散地 装入到许多不相邻接的分区中，则无须再进行“紧 凑”。基于这一思想产生了离散分配方式。 分页式存储管理将主存分成大小相等的许多区， 每个区称为一块，与此对应，编制程序的逻辑地址 分成页，页的大小与块的大小相等。分页存储器的 逻辑地址由两部分组成：页号和页内地址。（物理 分区，逻辑分页）
(3)信息共享


段是信息的逻辑单位,因此分段系统的一个突出的优点是 易于实现段的共享。即允许若干个进程共享一个或多个段， 而且对段的保护也十分简单。在分页系统中，虽然也能实 现程序和数据的共享，但远不如分段系统来得方便。分段 系统中，每个进程的段表中设置一个段表项。下页图是分 段系统中共享 editor编辑程序的示意图。 在实现段共享时，需要用到可重入代码(Reentrant Code) 又称为“纯代码”(Pure Code)。它是一种允许多个进程 同时访问的代码，是一种不允许任何进程对其进行修改的 代码。但在每个进程中，配以局部数据区，将在执行中可 能改变的部分，拷贝到该数据区，这样，程序在执行时， 只对该数据区(属于该进程私有)中的内容进行修改，而不 去改变共享的代码，这时的可共享代码即成为可重入代码。
（2）分段系统的基本原理
1.分段 在分段存储管理方式中，作业的地址空间被划分为若干个 段，每个段是一组完整的逻辑信息，如有主程序段、子程序 段、数据段及堆栈段等，每个段都有自己的名字，都是从零 开始编址的一段连续的地址空间，各段长度是不等的。分段 系统的地址结构如下图所示: 31 段 号 (s) 16 15 段 内 地 址(w) 0
31 页号P 12 11 页内地址W 0
图中地址长度为32位，其中0～11位为页内地址， 12 ～ 31位为页号，那么块（页）的大小为212=4KB；逻 辑地址有220=1M页。
思考题?

若给定一个逻辑地址空间中的地址为A，页面 大小为L，则页号P和页内地址W如何计算？ P=INT[A/L] W=[A]MOD L
当进程访问一页时，系统将页号与快表 中的所有项进行并行比较。若访问的页 在快表中，即可立即进行地址转换。 当被访问的页不在快表中时，就要将由 慢表找到的内存块号与虚页号填入快表 中，若快表已满，则置换其中访问位为0 的一项。

具有快表的地址变换机构
页表寄存器
越界中断
逻辑地址
页表始址
页表长度
>
进程1 ed 1 ed 2 ed 4 0 d ata 1 d ata 10 进程 2 ed 1 ed 2 ed 4 0 d ata 1 d ata 10
页表 21 22
主存 0
60 61
ed 1 ed 2
21 22 60 61 70 71 80
70 页表 21 22
ed 4 0 d ata 1 d ata 10 d ata 1 d ata 10
作业空间 (MAIN）=0 0 15K （X）=1 0 7K （D）=2 0 8K （S）=3 0 10K
段 表 内存空间 0
段号 段长 基址 0 15K 40K 1 7K 80K
2 3
8K 120K
40k： （MAIN）=0 15K
80k：
10K 150K
Biblioteka Baidu
（X）=1, 7K 120k： （D）=2, 8K 150k： （S）=3, 10K
图 4 18 分 页 系 统 中 共 享 的 示 意 图
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