實存管理技術(shù)

實存管理技術(shù)第1頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六基本的存儲管理方法是分區(qū)法、覆蓋技術(shù)、交換技術(shù)、分頁法、分段法、段頁法。第2頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六第七章實存管理技術(shù)7.1存儲管理的基本概念7.2連續(xù)分配存儲管理方式7.3離散分配存儲管理方式7.4交換技術(shù)7.5覆蓋技術(shù)第3頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.1存儲管理的基本概念7.1.1存儲管理要解決的問題7.1.2存儲管理的分類7.1.3地址映射（重定位）第4頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.1.1存儲管理要解決的問題早期計算機系統(tǒng)中，內(nèi)存是最緊張的資源之一。為了在小內(nèi)存中運行大程序，人們先發(fā)明了覆蓋技術(shù)。當發(fā)明虛存管理技術(shù)后，才真正解決了在小內(nèi)存中運行大程序的問題。為了有效管理計算機內(nèi)存資源，操作系統(tǒng)的存儲管理要具備以下功能：1.內(nèi)存空間分配與回收根據(jù)某種分配方式，遵循某種分配算法，為進程分配內(nèi)存，當進程結(jié)束時再回收內(nèi)存。第5頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六2.地址映射設(shè)計地址變換機構(gòu)，靜態(tài)和動態(tài)地址變換的方法。3.內(nèi)存保護怎樣讓內(nèi)存中各個進程互不干擾，怎樣保證內(nèi)存中程序、數(shù)據(jù)的安全。4.內(nèi)存擴充怎樣從邏輯上擴充內(nèi)存。這屬于虛存管理的范疇。第6頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.1.2存儲管理的分類從分配方式上按進程在內(nèi)存中是否連續(xù)，可以把存儲管理分成連續(xù)分配方式和離散分配方式兩類。1.連續(xù)分配方式必須為進程在內(nèi)存分配一片連續(xù)的空間。2.離散分配方式允許將一個進程分散地裝入內(nèi)存的多個不相鄰的區(qū)域。第7頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六從進程是整體裝入還是局部裝入內(nèi)存可以把存儲管理分成實存管理和虛存管理兩類。1.實存管理必須把進程完整地裝入內(nèi)存。2.虛存管理允許將一個進程局部地裝入內(nèi)存。第8頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.1.3地址映射（重定位）1.地址空間和存儲空間源程序經(jīng)過編譯或匯編產(chǎn)生目標文件，目標文件經(jīng)過連接和裝配產(chǎn)生可以執(zhí)行的文件。在連接裝配時，語言系統(tǒng)并不知道將來這個執(zhí)行文件會放在內(nèi)存的哪個位置，為了方便地將執(zhí)行文件裝入內(nèi)存，把執(zhí)行文件中第一條指令的地址設(shè)為0。其他指令的地址都以它做參照。執(zhí)行文件中指令的地址稱相對地址或邏輯地址。而相對地址的集合稱相對地址空間，簡稱地址空間。第9頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六內(nèi)存每個字節(jié)都有一個地址，這是物理地址是真實的地址，也稱絕對地址。絕對地址空間也叫物理地址空間，簡稱存儲空間。一個程序的邏輯地址和它在內(nèi)存中的地址是不同的，顯然必須先將邏輯地址變成物理地址后程序才能正確運行。第10頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六2.靜態(tài)重定位

靜態(tài)重定位是由專門設(shè)計的重定位裝配程序來完成的，是在目標程序裝入到內(nèi)存區(qū)時由裝配程序來完成地址轉(zhuǎn)換。優(yōu)點：無需增加地址轉(zhuǎn)換機構(gòu)

缺點：不能實現(xiàn)重新分配內(nèi)存

用戶必須事先確定所需的存儲量

每個用戶進程需各自使用一個獨立的副本。

第11頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六Load#1,450…………35000100450……Load#1,2450……3500………………2100操作系統(tǒng)20002450邏輯地址物理地址圖7-2靜態(tài)地址映射第12頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六3.動態(tài)重定位動態(tài)重定位是在目標程序執(zhí)行過程中，在CPU訪問內(nèi)存之前，由硬件地址映射機構(gòu)來完成將要訪問的指令或數(shù)據(jù)的邏輯地址向內(nèi)存的物理地址的轉(zhuǎn)換。優(yōu)點：內(nèi)存的使用更加靈活有效；幾個作業(yè)共享一程序段的單個副本比較容易；無需用戶干預(yù)，由系統(tǒng)來負責全部的存儲管理。缺點：需附加硬件支持；實現(xiàn)存儲器管理的軟件比較復(fù)雜。第13頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六Load#1,450…………35000100450……Load#1,450……3500………………2100操作系統(tǒng)20002450邏輯地址物理地址圖7-3動態(tài)地址映射基址寄存器2000＋第14頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.2連續(xù)分配方式7.2.1單一連續(xù)分配方式7.2.2固定分區(qū)內(nèi)存管理方式7.2.3可變分區(qū)內(nèi)存管理方式第15頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.2.1單一連續(xù)分配方式在單任務(wù)的操作系統(tǒng)條件下，讓用戶占用計算機所有資源，內(nèi)存管理采用單一連續(xù)分配方式。內(nèi)存被分成兩個區(qū)1.系統(tǒng)區(qū)供操作系統(tǒng)使用2.用戶區(qū)供用戶放一個程序操作系統(tǒng)區(qū)用戶區(qū)……第16頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.2.2固定分區(qū)內(nèi)存管理方式分區(qū)管理是滿足多道程序設(shè)計的一種最早采用的存儲管理方法。其基本原理是給每一個進程在內(nèi)存中劃分一塊可用的存儲區(qū)，連續(xù)存儲各進程的程序和數(shù)據(jù)，使各進程能并發(fā)進行。第17頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

內(nèi)存分配算法：（1）首次適應(yīng)法空閑分區(qū)按物理地址為升序排列，在內(nèi)存現(xiàn)有空閑分區(qū)中，找到第一個可用的分區(qū)就分配。（2）最佳適應(yīng)法在內(nèi)存現(xiàn)有的空閑分區(qū)中，找一個浪費最小的分區(qū)分配。第18頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

（3）最壞適應(yīng)法在現(xiàn)有內(nèi)存空閑區(qū)中，找一個浪費最大的分區(qū)分配。（4）唯一最佳分配法作業(yè)按長度分類排隊，一個分區(qū)對應(yīng)一個隊，使這個隊中每個作業(yè)的長度小于等于分區(qū)的長度，使分配后內(nèi)存浪費最小。從整體上看，這個算法也不是最佳的。第19頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

固定分區(qū)法

固定分區(qū)法就是把內(nèi)存固定劃分為若干個不等的區(qū)域，劃分的原則由系統(tǒng)決定。在整個執(zhí)行過程中保持分區(qū)長度和分區(qū)個數(shù)不變。操作系統(tǒng)為每個用戶作業(yè)分配一個分區(qū)。

第20頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六內(nèi)存管理

:分區(qū)號起始地址長度狀態(tài)進程名管理數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)：設(shè)置內(nèi)存分配表內(nèi)存分配：每個區(qū)分配一個進程內(nèi)存回收：簡單缺點：內(nèi)存利用率不高如何記錄系統(tǒng)的狀況呢？第21頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六分配策略

分區(qū)4分區(qū)3分區(qū)2分區(qū)1操作系統(tǒng)0100K200K400K700K1300K多個輸入隊列分區(qū)4分區(qū)3分區(qū)2分區(qū)1操作系統(tǒng)0100K200K400K700K1300K單個輸入隊列（a）唯一最佳分配算法（b）其他分配算法第22頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六固定分區(qū)第23頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

操作系統(tǒng)建立一個內(nèi)存分區(qū)管理表（分區(qū)號、分區(qū)長度、分區(qū)首址和分區(qū)狀態(tài)），所有分區(qū)按物理地址升序排列，每個分區(qū)占表中一行。操作系統(tǒng)為作業(yè)分配內(nèi)存時，按（1）、（2）、（4）中某個分配算法查表，有合適的分區(qū)就分配，否則就不分配。固定分區(qū)法管理方式雖然簡單，但是存在大量內(nèi)碎片（在分區(qū)內(nèi)存在空余的空間，這就稱為內(nèi)碎片），內(nèi)存利用率不高。

第24頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六分區(qū)號分區(qū)長度分區(qū)首址分區(qū)狀態(tài)120KB20KB已分配232KB40KB已分配364KB72KB已分配4128KB138KB未分配內(nèi)存分區(qū)管理表第25頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六地址映射對于固定分區(qū)，可以采用靜態(tài)地址映射也可以采用動態(tài)地址映射。內(nèi)存保護可以采用界限寄存器法，用兩個寄存器分別放用戶區(qū)的首地址和用戶的長度。用戶程序訪問內(nèi)存的地址必須在這個范圍內(nèi)，否則就是地址越界。第26頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.2.3可變分區(qū)內(nèi)存管理方式

可變分區(qū)法

動態(tài)分區(qū)分配是根據(jù)進程的實際需要，動態(tài)地為它分配連續(xù)的內(nèi)存空間，各個分區(qū)是在相應(yīng)進程裝入內(nèi)存時建立的，其大小恰好等于進程的大小。

為了實現(xiàn)內(nèi)存分配，系統(tǒng)中設(shè)置了相應(yīng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來記錄內(nèi)存的使用情況，常用的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)形式有空閑分區(qū)鏈。第27頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六內(nèi)存分配數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，可以用空閑區(qū)鏈表，節(jié)點中包含空閑區(qū)的首址、長度、鏈指針。在進程PCB中包含進程的內(nèi)存首址、長度、訪問權(quán)限等項目。分配算法：首次適應(yīng)法、最佳適應(yīng)法、最壞適應(yīng)法。分配時，操作系統(tǒng)填寫PCB中進程的內(nèi)存首址、長度、訪問權(quán)限。第28頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六內(nèi)存回收為了最大限度的利用內(nèi)存資源，就要不斷將分散的小碎片拼接成一個大的空閑區(qū)，這里有個拼接的時機問題，可以在分配時拼接，也可以在回收時拼接。拼接意味著要求進程能在內(nèi)存中移動，例如現(xiàn)在進程的首址是a，將它向地址增大方向移動b個字節(jié)，進程的首址變成a+b。進程長度不變。第29頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六地址映射為了實現(xiàn)內(nèi)存拼接，必須用動態(tài)地址映射CPU提供基址寄存器、限長寄存器、地址運算器。進程切換時，操作系統(tǒng)把PCB中的內(nèi)存信息(進程的首址、長度)寫入基址寄存器和限長寄存器同時將進程PCB中的現(xiàn)場信息寫入CPU的寄存器集合。第30頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六動態(tài)重定位的實現(xiàn)過程第31頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六內(nèi)存保護利用基址寄存器和限長寄存器，一個進程只能訪問自己的內(nèi)存區(qū)，只有操作系統(tǒng)進程可以訪問全部的內(nèi)存區(qū)。除了地址界限保護外，為了進程間共享數(shù)據(jù)還需要訪問權(quán)限保護，進程可以給另一個進程賦予訪問權(quán)限，允許在訪問權(quán)限范圍內(nèi)訪問。第32頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六動態(tài)分區(qū)舉例外碎片進程外的內(nèi)存空間碎片化能用壓縮方法解決OS移動進程使進程和進程相連。消耗CPU時間OS(8M)P1(20M)P2(14M)P3(18M)Empty(56M)Empty(4M)P4(8M)Empty(6M)P2(14M)Empty(6M)RefertoFigure7.4第33頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

例：現(xiàn)在有三個作業(yè)A(20KB)，B(80KB)，C(50KB)，內(nèi)存有兩個空閑區(qū)F1(110KB)，F(xiàn)2(60KB)。首次適應(yīng)法（設(shè)F1的首址<F2的首址）

A（占20KB）

B（占80KB）

C（占50KB）F1(100KB,10KB

)F2(50KB,10KB

)第34頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

首次適應(yīng)法（設(shè)F1的首址>F2的首址）

A（20KB）

B（80KB）最壞適應(yīng)法

A（20KB）

B（80KB）

C（50KB）F2（20KB，40KB）F1（80KB，30KB）F1(100KB,10KB

)F2(50KB,10KB

)第35頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

最佳適應(yīng)法

A（20KB）

B（80KB）可變分區(qū)分配采用最佳適應(yīng)算法，結(jié)果不一定是最佳的；采用最壞程序算法，結(jié)果不一定是最差的。F2(20KB,40KB

)F1(80KB,30KB

)第36頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六伙伴系統(tǒng)全部可用空間被分成一個長度是2U的塊如請求分配長度s符合2U-1<s<=2U全部空間分配給它否則塊被分成兩個相等的伙伴。這個過程一直持續(xù)直到找到符合長度<=s的伙伴第37頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六伙伴系統(tǒng)舉例第38頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六伙伴系統(tǒng)樹型表示第39頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.3離散分配存儲管理方式固定分區(qū)和可變分區(qū)都是連續(xù)分配內(nèi)存的技術(shù)，把一個進程裝入一個分區(qū)，使用這種方法會造成許多碎片，降低了內(nèi)存的利用率。產(chǎn)生碎片的根本原因就是要求把一個進程連續(xù)地放在一個內(nèi)存區(qū)。雖然可變分區(qū)技術(shù)使用內(nèi)存拼接技術(shù)把分散的空閑分區(qū)集中成較大的分區(qū)，但要增加系統(tǒng)的開銷。人們考慮能否化整為零提高內(nèi)存的利用率。第40頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.3.1分頁式存儲管理方式7.3.2分段式存儲管理方式7.3.3段頁式存儲管理方式第41頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.3.1分頁式存儲管理方式可變分區(qū)方式除了產(chǎn)生大量的外碎片，還有一個缺點，就是進程動態(tài)增長不方便。分頁管理是解決碎片問題的一種有效辦法，它允許進程在內(nèi)存空間里是不連續(xù)的；還便于進程動態(tài)增長。分頁管理技術(shù)原理（1）操作系統(tǒng)按一個2的整數(shù)次冪為長度，把內(nèi)存用戶區(qū)分成若干存儲區(qū)，稱為塊，每個塊的容量都是相同的，每個塊按物理地址值由小到大順序從0開始編號，稱為塊號。第42頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六000000000000000001000000010000000…000000111000001000000001001000001…000001111………111111000111111001111111010111111…111111111

塊號塊內(nèi)地址#0#1#63假設(shè)每塊的容量是23個字節(jié)物理地址被分成兩部分，高位部分稱為塊號，低位部分稱為塊內(nèi)地址。假設(shè)內(nèi)存共有64個塊，每塊有8個字節(jié)。塊號是從物理地址中截出來，是物理地址固有的。物理地址=(塊號，塊內(nèi)地址)=(B,d)內(nèi)存塊的起始地址等于內(nèi)存塊號乘以塊長。

物理地址第43頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六（2）用戶進程的邏輯空間也按內(nèi)存塊的大小分頁，每頁也按邏輯地址由小到大編號稱為頁號。假設(shè)一個進程有61個字節(jié)，以每頁8個字節(jié)分頁，分成8頁，如圖所示：第44頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六000000000000000001000000010000000…000000111000001000000001001000001…000001111………000111000000111001000111010000111101

頁號頁內(nèi)地址#0#1#7每頁的容量是23邏輯地址被分成兩部分，高位部分稱為頁號，低位部分稱為頁內(nèi)地址。邏輯地址=(p,d)程序共有8頁，每頁有8個字節(jié)。頁號是從邏輯地址中截出來的。為程序的每一頁分配一個內(nèi)存塊，這就得出程序任何一頁裝入內(nèi)存后，它的頁內(nèi)地址就等于塊內(nèi)地址。

邏輯地址………第45頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

物理地址(塊號，塊內(nèi)地址)用(B，d)表示，邏輯地址(頁號，頁內(nèi)地址)用(p，d)表示，設(shè)邏輯地址是A，頁長是L，從數(shù)學角度描述：

p=AdivLd=AmodL

因為L=2m，所以p是A邏輯右移m位后的結(jié)果，d是A邏輯右移m位時，移出去的m位值。第46頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六用匯編語言整數(shù)除法指令很容易描述，以A作為被除數(shù)，以L作為除數(shù)，商就是頁號，余數(shù)就是頁內(nèi)地址。其實不用對邏輯地址移位，也不用對邏輯地址做除法，在工程上直接根據(jù)頁長的位數(shù)，將邏輯地址一分為二，高位部分是頁號，低位部分是頁內(nèi)地址（頁內(nèi)偏移）。第47頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

內(nèi)存空間分配與回收

頁式管理以塊為單位給進程分配內(nèi)存，操作系統(tǒng)必須隨時掌握內(nèi)存塊的狀態(tài)（已分配、未分配、當前空閑塊的總數(shù)）。下面建立內(nèi)存空間分配與回收的數(shù)學模型：首先看數(shù)據(jù)的性質(zhì)，內(nèi)存塊具有哪些屬性？ 內(nèi)存塊的起始地址、內(nèi)存塊的狀態(tài)（已分配或空閑），內(nèi)存塊的總數(shù)是固定的。第48頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六這個模型要能反映內(nèi)存塊的地址和狀態(tài)信息。并且內(nèi)存塊的總數(shù)是不變的。從數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和程序語言角度講，一個數(shù)組元素具備兩個特性，能否用一個數(shù)組元素代表一個內(nèi)存塊？用數(shù)組元素的值代表內(nèi)存塊的狀態(tài)，元素的下標值代表內(nèi)存塊的地址。因為一個內(nèi)存塊的狀態(tài)不是已分配就是未分配，可以用一個二進制位表示，0表示未分配，1表示已分配。第49頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六進程和頁架A.0A.1A.2A.3B.0B.1B.2C.0C.1C.2C.3D.0D.1D.2D.3D.4第50頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

假定系統(tǒng)有m*n個內(nèi)存塊(m行n列)，用m*n的位圖表示：012345...3031323334353637...6263646566676869...949596979899100101…126127128129130131132133…158159160161162163164165…190191192193194195196197…222223224225226227228229…254255

012345...3031

01234567

第51頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

在程序語言中用二維數(shù)組表示這個位圖，每個元素的長度是一個二進制位，用一個數(shù)組元素表示一個內(nèi)存塊。 數(shù)組元素值表示對應(yīng)的內(nèi)存塊的狀態(tài)（空閑或占用）數(shù)組元素的下標映射內(nèi)存塊的起始地址。 從分頁原理可知，內(nèi)存塊的起始地址等于內(nèi)存塊號乘以頁長，在此頁長是個常數(shù)，用元素的下標值映射內(nèi)存塊號。塊號左移就可獲得塊的起始地址。第52頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六假設(shè)i和j分別代表數(shù)組元素的行、列下標。

B=i*n+j例：n=32,m=8,i=3,j=5B=i*n+j=3*32+5=101分配時遍歷數(shù)組，找到元素值是0的元素，再根據(jù)該元素的下標計算內(nèi)存塊塊號B。分配后，將該元素值更改為1。第53頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

分配原則：設(shè)系統(tǒng)有m個空閑內(nèi)存塊，進程申請n塊，如m>=n就分配，即要求進程一次性的裝入內(nèi)存，不論這些塊在內(nèi)存中是否連續(xù)。一個進程裝入內(nèi)存后，可以離散分布在各個內(nèi)存塊中，進程不需要操作系統(tǒng)為它分配一個連續(xù)的內(nèi)存區(qū)。這正是分頁管理與分區(qū)管理的根本區(qū)別。第54頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

設(shè)k是系統(tǒng)當前的空閑塊數(shù)，n是進程的頁數(shù)，分配算法可以用N-S流程圖表示為：TTFFk>=nnx;q=&a[0][0];B=0;當x>0*q==0(未分配)分配*q=1，填寫頁表記錄塊號B,x--,k--修改q++;B++不分配第55頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

進程結(jié)束后，要回收進程占用的所有內(nèi)存塊，這時要根據(jù)內(nèi)存塊號計算它在位圖中的位置（即行下標和列下標）

i=Bdivnj=Bmodn

例：B=197，n=32i=Bdivn=197div32=6j=Bmodn=197mod32=5第56頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六計算出內(nèi)存塊對應(yīng)的行和列下標后，就可以訪問數(shù)組，把該元素的值修改為0，系統(tǒng)空閑內(nèi)存塊數(shù)自增1，這個內(nèi)存塊就被系統(tǒng)收回；進程如占有n塊，就把這個過程重復(fù)n次。第57頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六地址映射地址映射是將邏輯地址轉(zhuǎn)換成真實的物理地址。由于內(nèi)存的一塊恰好裝入一頁，頁內(nèi)地址與塊內(nèi)地址一一對應(yīng)。邏輯地址是（p,d)物理地址是（B,d)現(xiàn)在的問題是已知p，求B。因為進程的一頁可以裝入內(nèi)存的任何一塊中，p和B之間不存第58頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

在一種可計算的線性函數(shù)。但是存在每頁對應(yīng)一個內(nèi)存塊的關(guān)系。一個顯而易見的方法是建立一張表(頁表)，表中每行代表一頁，每行的序號代表頁號，通過這張表描述頁號與塊號的關(guān)系。地址映射的工作是用頁號p查表，找到對應(yīng)的塊號B，再用B與頁內(nèi)地址d計算物理地址。為了提高地址映射的效率，需要硬件的支持。在CPU中設(shè)立頁表控制寄存器（其中包含頁表長度L和頁表起始地址a）。第59頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六頁表第60頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六每個進程都有自己的一張頁表，頁表的起始地址和長度記錄在PCB中。當進程由就緒態(tài)變成執(zhí)行態(tài)時，由操作系統(tǒng)根據(jù)進程的PCB將進程頁表的起始地址和頁表長度填入CPU頁表控制寄存器。第61頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六pdLap<L

BBdp+ap+a越界中斷nya邏輯地址頁表寄存器頁表物理地址第62頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六由于頁表是駐留在內(nèi)存的某個固定區(qū)域中，而取數(shù)據(jù)或指令又必須經(jīng)過頁表變換才能得到實際物理地址。因此，取一個數(shù)據(jù)或指令至少要訪問內(nèi)存兩次以上。一次訪問頁表以確定所取數(shù)據(jù)或指令的物理地址，另一次是根據(jù)地址取數(shù)據(jù)或指令。這比通常執(zhí)行指令的速度慢了一倍。第63頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

提高查找速度一個最快的辦法就是把頁表放在寄存器中而不是內(nèi)存中，但由于寄存器價格太貴，這樣做是不可取的。另一種辦法是在地址變換機構(gòu)中加入一個高速聯(lián)想存儲器，構(gòu)成一張快表。在快表中，存入那些當前執(zhí)行進程中最常用的頁號與所對應(yīng)的塊號，從而以提高查找速度。第64頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六(2)快表的地址轉(zhuǎn)換第65頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六由于在某段時間內(nèi)執(zhí)行程序時，是在一個范圍內(nèi)逐條順序執(zhí)行指令；數(shù)組一類數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)在內(nèi)存占據(jù)一片連續(xù)存儲空間，訪問數(shù)組時也是在數(shù)組范圍內(nèi)訪問，所以快表的命中率可達到80%到90%。CPU存取一個數(shù)據(jù)的平均時間為：T=命中率×（訪內(nèi)時間＋訪cache時間）＋非命中率×（2×訪內(nèi)時間＋訪cache時間）例：訪內(nèi)時間是100ns，訪cache時間是20ns，訪cache命中率是85%計算CPU存取一個數(shù)據(jù)的平均時間。T=0.85*(100+20)+0.15*(200+20)=135ns第66頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

頁的共享和保護

分頁存儲管理技術(shù)使每個進程分別存儲在內(nèi)存的不連續(xù)的存儲塊中，這種靈活性允許兩個和多個進程共享程序庫中的例程或公共數(shù)據(jù)段的同一副本，共享的方法是使這些相關(guān)進程的邏輯空間中的頁指向相同的內(nèi)存塊。 共享頁面是有條件的，故實現(xiàn)信息共享的前提是提供附加的保護措施，對共享信息加以保護。

第67頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六頁共享與保護進程1頁表1ed1ed2…ed40data1data10…ed1ed2…ed40data1data10…2122…606170…2122…607180…進程2頁表2ed1ed2…ed40data1data10…主存data1data10……212260617007180分頁系統(tǒng)中共享editor示意圖第68頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.3.2分段式存儲管理方式其實程序在邏輯上是分成不同段的，每個段具有其獨特的性質(zhì)，例如一個代碼段是只執(zhí)行的，一個數(shù)據(jù)段只允許讀，另一個數(shù)據(jù)段可允許讀和寫。顯然，如以段作為內(nèi)存分配的最小單位，這便于對各個段實施控制和保護。這些段的長度可以不同，段和段在內(nèi)存中也可以不連續(xù)。每個段在內(nèi)存占據(jù)一片連續(xù)的空間。第69頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六分段基本原理內(nèi)存分配與回收分段管理中，內(nèi)存的最小分配對象是段，特別地是為每個段分配各自的連續(xù)空間，在內(nèi)存里段和段之間可以不連續(xù)。分配算法與可變分區(qū)的分配算法相似，可以采用最佳適應(yīng)法、最壞適應(yīng)法和首次適應(yīng)法等分配算法。顯然仍然要解決外碎片的問題。第70頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六分段基本原理內(nèi)存分配的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)要采用空閑區(qū)鏈表，為了提高內(nèi)存的利用率，必須實施內(nèi)存碎片拼接的方案，內(nèi)存碎片拼接的時機可以在分配時刻或回收時刻?？梢岳斫夥侄喂芾砑夹g(shù)繼承了可變分區(qū)管理技術(shù)，但管理上要比可變分區(qū)更復(fù)雜。例如可變分區(qū)管理以進程為內(nèi)存分配的最小對象，為一個進程只進行一次分配工作；而分段管理以段為內(nèi)存分配的最小對象，為一個進程的每個段要進行一次分配工作。第71頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六分段基本原理地址映射從前面論述中，知道進程被分成若干個邏輯段，每個段在內(nèi)存中占據(jù)一片連續(xù)的空間，內(nèi)存分配可以按可變分區(qū)的算法，必須進行外碎片拼接。那么采用靜態(tài)地址映射還是動態(tài)地址映射呢？答案顯然是必須采用動態(tài)地址映射。否則無法實施外碎片拼接。

地址映射是將邏輯地址轉(zhuǎn)換為物理地址，先研究邏輯地址的構(gòu)成。

第72頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六分段基本原理進程的邏輯地址空間在分段存儲管理方式中，段是一組相關(guān)的邏輯信息的集合。每個段都有自己的名字和長度，通常用一個段號來代替段名，每個段都從0開始編址，并采用一段連續(xù)的地址空間，段的長度由相應(yīng)的邏輯信息組的長度決定。分段系統(tǒng)中的邏輯地址由段號s和段內(nèi)地址d組成，是一個二維地址（s,d）。是程序員負責安排的地址。第73頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六由于分段的進程邏輯地址空間是二維的，所以分段的地址映射在于如何把二維段地址結(jié)構(gòu)動態(tài)地變成一維的內(nèi)存地址結(jié)構(gòu)。內(nèi)存分配時，是為任何一個段分配一個連續(xù)的內(nèi)存片，一個段內(nèi)的所有邏輯地址在該內(nèi)存片中的順序仍然不變。假設(shè)段的物理起始地址是a，由于段的起始邏輯地址是0，邏輯地址中作為偏移地址，加上段物理起始地址就是所求的物理地址。所以邏輯地址為x的單元其物理地址為a+x。第74頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六現(xiàn)在已知邏輯地址（s，d），怎樣計算它在內(nèi)存的物理地址？與分頁管理的分析一樣，關(guān)鍵是找到邏輯地址與物理地址之間的映射關(guān)系。由于每個段在內(nèi)存是連續(xù)的，可以將段的物理地址看成是由基址和偏移地址（a，d）組成，根據(jù)前面分析，偏移地址又等于段內(nèi)地址，關(guān)鍵要找s和a的聯(lián)系。分配內(nèi)存時，是隨機為一個段分配空間，所以s和a之間第75頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六不會存在某種線性函數(shù)關(guān)系，即不可能用數(shù)值計算的方法求解。但是段號s和段物理起始地址a之間確實存在著一一對應(yīng)的關(guān)系，可以用一個表(段表)保存這個關(guān)系，根據(jù)表的起始地址和s找該段的起始物理地址a。然后計算a+d得到所要的物理地址。操作系統(tǒng)每個進程建立一個表，保存其段號s和段物理起始地址a之間的關(guān)系，稱為段表。第76頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六在查表中仍然要防止地址越界的問題。所以表中除了段物理起始地址外，還要保存段的長度值。硬件上要提供相應(yīng)的段表控制寄存器，當進程切換時，操作系統(tǒng)把新進程PCB中的段表起始地址和段表長度值寫入段表控制寄存器中，進程訪問內(nèi)存時，按照段表控制寄存器找段表，通過查表找段的物理起始地址。第77頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六地址映射

段號段內(nèi)地址段表始址邏輯地址(2,100)>=段號越界中斷

+1K5002006000123基址段號段長物理地址8292段式存儲的地址變換機構(gòu)2100+6K8K9K4Kyn>=yn段內(nèi)地址越界段表長度4第78頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六段的共享和保護 段的共享段的共享是指兩個以上的進程，使用同一個子程序或數(shù)據(jù)段，而在內(nèi)存中只保留該信息的一個副本。具體地說，只需在每個進程的段表中，用相應(yīng)的表項裝入共享段在內(nèi)存的起始地址即可。第79頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六內(nèi)存保護分段管理優(yōu)點之一就是方便內(nèi)存保護。前面看到怎樣進行地址越界保護，它只是內(nèi)存保護的一部分，為了實施訪問權(quán)限保護，在段表中再增加訪問權(quán)限字段，每個進程訪問該段時還要進行訪問權(quán)限檢查，符合的才允許訪問，否則拒絕訪問。第80頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六段的共享與保護

例子：有一個多用戶系統(tǒng)，可以容納40個用戶，他們都執(zhí)行一個文本編輯程序，如果文本編輯程序有160K的代碼和40K的數(shù)據(jù)區(qū)，則需要： （160+40）*40=8M的內(nèi)存空間，如果160K的代碼是可重入的，則在內(nèi)存中只保存一個副本就可以了，則需要：160+40*40=1760K內(nèi)存空間。第81頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六段的共享與保護進程1頁表ed1ed2…ed40data1data10…ed1ed2…ed40data1data10…2122…606170…2122…607180…進程2頁表ed1ed2…ed40data1data10…主存editordata1data1data10……212260617007180editordata1段長16016040基址8080380editordata1data140240…80420240280380進程1進程2段表（a）分頁系統(tǒng)中共享editor示意圖（b）分段系統(tǒng)中共享editor示意圖分頁與分段分配方式共享代碼段的比較進程1頁表ed1ed2…ed40data1data10…ed1ed2…ed40data1data10…2122…606170…2122…607180…進程2頁表ed1ed2…ed40data1data10…主存data1data10……212260617007180第82頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六引入分段的理由：邏輯上的完整動態(tài)鏈接信息共享信息保護第83頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六分頁和分段的區(qū)別：頁的大小是固定的，頁的長度是由內(nèi)存塊長度決定的。段的長度是可變的，段的長度是由信息的長度決定的；分頁的邏輯地址空間是一維的，分段的邏輯地址空間是二維的；分頁存在內(nèi)碎片，分段存在外碎片；第84頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六邏輯地址第85頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六分頁第86頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六分段第87頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.3.3段頁式存儲管理方式分頁存儲管理能有效地提高內(nèi)存的利用率，分段存儲管理能很好地滿足用戶的需要，段頁式存儲管理則是分頁和分段兩種存儲管理方式的結(jié)合，它同時具備了兩者的優(yōu)點。也繼承了兩者的缺點。第88頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六

分段和分頁都有各自的優(yōu)勢。分頁對程序員來說是透明的，它消除了外部碎片，因而可以更有效地使用主存。它具有處理不斷增長的數(shù)據(jù)的能力。分段是由程序員決定的，對段的共享及保護操作容易，支持動態(tài)鏈接等優(yōu)勢。把它們二者的優(yōu)點結(jié)合起來，就形成了非常具有優(yōu)勢的“段頁式存儲管理”方式。第89頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.3.3.1段頁式管理原理程序員仍然按分段編程，邏輯地址是二維地址（段號，段內(nèi)地址）。操作系統(tǒng)仍對內(nèi)存用戶區(qū)實施分塊，物理地址由塊號和塊內(nèi)地址組成（塊號，塊內(nèi)地址）。操作系統(tǒng)對進程以段為單位進行分頁，一個段被分成若干頁，每一頁剛好占一個內(nèi)存塊，內(nèi)存里段和段之間可以不連續(xù)，一個段內(nèi)的頁和頁之間也可以不連續(xù)。第90頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.3.3.1段頁式管理原理內(nèi)存分配和回收雖然名叫段頁式，其實內(nèi)存并沒有段的影子只有大小相同的塊，塊長度決定了頁的長度。所以內(nèi)存分配和回收與分頁式管理是一樣的。內(nèi)存分配和回收操作簡單，內(nèi)存的利用率比分頁式稍低一些，因為每一段的最后一頁會有內(nèi)碎片。這是繼承了分頁式的優(yōu)點。第91頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.3.3.1段頁式管理原理地址映射首先研究邏輯地址在段頁式中的變化。程序員編程時仍然是分段編程，所以邏輯地址仍是二維的，即段號和段內(nèi)地址。操作系統(tǒng)以段為單位分頁，就把段內(nèi)地址分成兩部分，即頁號和頁內(nèi)地址，這樣，邏輯地址變成（段號，頁號，頁內(nèi)地址）。再來看物理地址，物理地址是（塊號，塊內(nèi)地址），因為一塊正好裝入一頁，所以，頁第92頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.3.3.1段頁式管理原理內(nèi)地址就等于塊內(nèi)地址。下面就要考慮段號和頁號與塊號之間的聯(lián)系。因為以段為單位分頁，所以每個段都要一個頁表，頁表每項裝入對應(yīng)的塊號；每個進程分多個段，一個進程設(shè)置一個段表。段表項目內(nèi)容與分段式中的段表內(nèi)容不同，為了檢查地址越界，一個段表項至少包括頁表的長度和頁表的起始地址。第93頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.3.3.1段頁式管理原理

主程序段04K8K12K15K16K子程序段04K8K數(shù)據(jù)段04K8K12K10K（a）一個進程地址空間的結(jié)構(gòu)段號（s）段內(nèi)頁號（p）頁內(nèi)偏移量（d）（b）段頁式地址結(jié)構(gòu)的組成圖7.2進程地址空間和地址結(jié)構(gòu)第94頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六段頁式分配的地址變換圖解

>=越界中斷

＋段頁式存儲的地址變換機構(gòu)0123基址段號2頁表長度頁表+B1塊號頁號0123>=塊內(nèi)地址塊號段號2頁號2頁內(nèi)地址d段表地址段表長度段內(nèi)地址YNYN第95頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.3.3.1段頁式管理原理從地址映射看到，為了計算內(nèi)存物理地址需要兩次訪問內(nèi)存（段表，頁表），顯然增加執(zhí)行一條指令的時間，使進程執(zhí)行時間延長，這是段頁式管理天生缺陷，為了提高訪問內(nèi)存的速度，可以用增加快表的方法，利用高速緩沖內(nèi)存存放段表和頁表的子集，縮短計算物理地址的時間。第96頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.3.3.1段頁式管理原理內(nèi)存共享和保護段頁式管理吸取了分段式管理和分頁式管理的優(yōu)點，可以說在內(nèi)存分配回收方面吸取了分頁管理的優(yōu)點，在內(nèi)存共享和保護方面吸取了分段式管理的優(yōu)點。段頁式管理的內(nèi)存保護除了前面講的地址越界保護外，還有訪問權(quán)限保護。這可通過在段表中增加保護字段實現(xiàn)。第97頁，共108頁，2023年，2月20日，星期六7.3.3.2段頁式的實例

Pentium的虛擬存儲器采用段頁式存儲管理Pentium虛擬存儲器的核心是兩張表：LDT（局部段描述符表）和GDT（全局段描述符表）。每個進程都有自己的LDT，一臺計算機上的所有進程共享一個GDT。LDT描述每個