第4章 存储管理(2)

1 基本的地址变换过程（二）：
3）检索页表： 将页表始址与页号和页表项长度的乘积相加，得到该表项在
页表中的位置，于是得到该页的物理块号，将之装入物理地址
寄存器中。 4）物理地址的形成：与此同时，再将有效地址寄存器中的页内 地址送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转换。
四、两级和多级页表
32位和64位的操作系统中，如果仍然采用一级页表的话，那 么，页表将占据巨大的空间，为此，引进了两级和多级页表。
1 两级页表（Two-level Page Table）
1）页表结构
外层页号p1+外层页内地址p2+页内地址
外层页号p1：每个页表项存放页表页面的物理块号
外层页内地址p2：每个页表项存放各个页面的物理块号 页内地址：偏移
•内存对齐技术也用于页 表中。物理块号占32位
（a）内存未对齐 （b）内存对齐
而不是20位，就是为了
便于一次访问。
1 基本的地址变换过程
页表始址寄存器
页表起始地址 页表长度
越界中断
逻辑地址
页号2 页内地址452
>
+
块号8 物理块号 2 1 8
物理地址
块内地址452
操作系统
MOV AX,6
1 基本的地址变换过程（一）：
从页表 中获取相 对应的物 理块号 ， 存入地址 寄存器
返回
3 分页存储管理方案的评价 采用动态地址变换会增加计算机成本和降低处理机速度。 各种表格要占用一定容量的主存空间，而且还要花费一部分处 理机时间来建立和管理这些表格。 虽然碎片消除了，但每个作业的最后一页一般都有不能充分利 用的空白区。 存储扩充问题仍然未能得到解决。当没有足够的空间能装下整 个作业地址空间时，该作业还是无法运行的。请求式分页管理 可以解决这个问题。
动态重定位的优点
• 可以对内存进行非连续分配。 • 动态重定位提供了实现虚拟存储器的基础。 • 有利于程序段的共享。
4 动态重定位分区的分配算法
1)
2)
主干是动态分区的分配算法
增加了紧凑技术
3)
流图：P112
图4-10
五
对换
1）定义
1 引入
• 调出：把内存中暂时不能运行的进程或者暂时不用的程序和 数据，调到外存上，以便腾出足够的内存空间。调入内存。 • 调入：把已具备运行条件的进程或进程所需的程序和数据， 调入内存。 • 是提高内存利用率的有效措施。
二、页面和页表 1 分页原理
1）页：把逻辑地址空间划分为一些相等的片，成为页（Page）。 2）块（页帧、页框）：把物理地址空间划分为和页面大小相等的 片，成为块（Page Frame）。 通过适当的变换可以使逻辑空间的一页对应到物理空间的一块上。 3）页面大小：2^n ，目前一般为4KB
划分原则：①不能太大：否则会造成碎片太大。
第4章 存储管理(2)
2013年8月2日
4.2 连续分配方式
一、单一连续方式 二、固定分区方式 三、动态分区 四、可重定位分区分配
1000
1000 mov ax,6 1010 mov bx,8 1020 add ax,bx 1030 int 21h
00 mov ax,6 10 mov bx,8 20 add ax,bx 30 int 21h
1
11
6
8 8
2 3 ……
11
12 13
&&&&& &&& ^ FFFFF 000 ---------------------&&&&& 000 + offset ---------------------&&&&& ###
内存对齐
• Char ch;1 • Short a;2 • Int b;4
开始依次递增的，同时， “物理块号” 列表项的长 度是固定的，所以，页表 中不存在“页号”列并不 影响使用。
…
图
进程的页表
虚拟地址空间（页面）
Page 0
页表
物理地址空间（内存）
Page i
Page i
Page n-1
Page 0
Page n-1
图
页面映射
三 地址变换机构
页表寄存器PTR（Page-Table Register）：
序执行过程中，在CPU访问内存之前，将要访问的程序或
数据地址转换成内存地址动态重定位的引入
3
动态重定位的实现
1）动态重定位依靠硬件地址变换机构完成。 2）地址重定位机构需要一个(或多个)基地址寄存器BR(Based Register)和一个(或多个)程序虚地址寄存器VR(Virtual
Reister)。指令或数据的内存地址MA与虚地址的关系为：
2）进程的换入
定时查看进程的状态，找出“就绪”但已换出 最久的进程，将之换入
直到没有可换入的进程或没有可换出的进程为
止
4.3 基本分页存储管理方式
一、离散存储的基本概念
1 离散存储思想产生的原因
1）紧凑技术的弊端：
尽管可重定位分区方式下的紧凑技术使得碎片得以利用，提高 了内存空间的利用率。但这是以牺牲时间进行搬家而获得的，代
页内相对地址 0~4095，页长4KB
例如： 逻辑地址003C4268H划分开后 页号为：003C4，页内偏移为：268H
0 1 …… 1000 1000 1001 1002 1200 1280 1320 2000 1331 2000 2015 2018 2020 4 0 1 2 3
P1
页号 块号 0 1 1000 1002
2）类型：
（1）进程（整体）对换
（2）页面对换
（3）分段对换
2 对换空间的管理
外存分为文件区和对换区：文件区存放文件、对 换区存放内存换出的进程 对文件区管理的目标：提高文件存储空间的利用 率 对对换空间管理的目标：提高进程换入和换出的 速度
3 进程的换入和换出
1）进程的换出
将处于阻塞、优先级最低的进程作为换出进程 启动盘块，将该进程的程序和数据传送到磁盘 的对换区 回收该进程所占用的内存空间，并修改该进程 的PCB
2000
2000 mov ax,6 2010 mov bx,8 2020 add ax,bx 2030 int 21h
00 mov ax,6 10 mov bx,8 20 add ax,bx 30 int 21h
1 内存空间：内存地址的集合称为内存空间或物理地址 空间。内存中，每一个存储单元都与相应的称为内存地址的 编号相对应。显然内存空间是一维线性空间。 2 两个问题：把几个虚存的一维线性空间或多维线性空 间变换到内存的唯一的一维物理线性空间，涉及到两个问题：
5
0 1 2 3 …… 4093 4094 4095 0 1 2 3 …… 4093 4094 4095 0 0 1 2 3 …… 4093 4093 4094 4094 4095 4095 0 1 2 3 …… 号2
页内地址4093
7
2
8
3
9
10
0
5
块号8
块内地址4093
MA＝(BR)十(VR)
指令或数据的内存地址MA与虚地址的关系示意图
动态重定 位寄存器
基地址 ＋
物理 地址
虚拟地址 虚拟内存 （逻辑地址）
CPU
物理内存
动态重定位的具体过程
• 设置基地址寄存器BR(Base Register)，虚地址寄存 器VR(Virtual Register)。 • 将程序段装入内存，且将其占用的内存区首地址送BR 中。 • 在程序执行过程中、将所要访问的虚地址送入VR中。 • 地址变换机构把VR和BR的内容相加，得到实际访问的 物理地址。
存放（运行态进程的）页表在内存的起始地
址和长度。
页表驻留在内存中。在系统中只设置一个 页表寄存器PTR。 其他进程的页表寄存器的内容存放在哪里
了呢？
存放在相应的PCB中
0 1 2 3 …… 4093 4094 4095 0 1 2 3 …… 4093 4094 4095 0 1 2 3 …… 4093 4094 4095 0 1 2 3 …… 4093 4094 4095 0 1 2 3 …… 4093 4094 4095 0 1 2 3 …… 4093 4094 4095 0 1 2 3 …… 4093 4094 4095 0 1 2 3 …… 4093 4094 4095 0 1 2 3 ……
页号2 页内地址452
>
+
输 入 寄 存 器
页号 0 1 2 块号 2 1 8
物理块号
2
1
8
块号8
块内地址452
图 具有快表的地址转换过程
物理地址
开始
通过逻辑地址获得页号
检索快表（高速缓存） 匹配到页号了吗？
N
图 具有快表的 地址转换流图
Y
检索内存 从页表中获取相对应的 物理块号，存入地址寄存器 将该页表项存入快表中
前访问的那些页表项。
2 具有快表的地址变换机构（con.） 2）地址变换过程：
① 在CPU给出有效地址后，由地址变换机构自动将页号P送入
高速缓冲寄存器，并将此页号与高速缓存中的所有页号进行
比较
② 若其中有与此匹配的页号，便表示所要访问的页表项在
快表中。
2 具有快表的地址变换机构（con.）
2）地址变换过程：
③于是，可直接从快表中读出该页所对应的物理块号，并送到物
理地址寄存器中。 ④若在快表中未找到对应的页表项，则须再访问内存中的页表， 找到后，把从页表项中读出的物理块号送地址寄存器； ⑤同时，将此页表项存入快表的一个寄存器单元中，亦即重新修