南邮操作系统教程CH-04-存储管理PPT课件
50K
内存
1 2
0 50K 100K 180K 230K …
其它 目标模块
目标模块 链接器
装载模块 装载器
内存可执行二进制
ch4.5
静态地址转换
静态转换：当用户程序被装入内存时，一次性实现 逻辑地址到物理地址的转换，以后不再转换。一般 在装入内存时由软件完成。若编译时完成则需要程 序员事先知道要装载的地址。
下限寄存器
B
操作系统区 用户分区1
越界!!
用户分区2
CPU
+
逻辑地址 绝对地址
< B+L2
用户分区3 用户分区4
上限寄存器 B + L2
用户分区5 用户分区6
ch4.12
可变分区存储管理
存储分配：
系统维护两张表，一张记录尚未分配的内存状态，另 一张记录已分配的情况。
初始状态已分配表为空，未分配表仅有一条记录，整 个用户区就是空闲区。系统总是从空闲中选择一个足 够容纳进程的分区分配，并将分配情况记在已分配表 中，剩余的分区空间记录进未分配表。
占用标志 0 P1 0 0 P2 0
0k
OS (8K)
8k
分区1 (8K)
16k 分区2 (16K)
32k 分区3 (16K) 48k 分区4 (16K) 64k 分区5 (32K) 96k 分区6 (32K)
ch4.11
固定分区的地址转换和存储保护
静态转换：装入时检查绝对地址是否落在分区内 动态转换：执行时检查，如下图所示。
回收：将已分配表的标志改为“空”，再将其加入 未分配表中。
ch4.13
某一时刻的分配状态
0K
P1
15K
38K
P2
48K
68K
P3
80K
110K
P4
120K
始址 1155KK 48K 80K
空闲区表
长度 5233KK 20K 30K
标志 未未分分配配 未分配 未分配
始址 0K 38K 68K 110K
第四章 存储管理 4.1 概述 4.2 连续存储管理 4.3 分页式存储管理 4.4 分段式存储管理 4.5 虚拟存储
ch4.1
学习目标
虚拟设备
多个进程和线程可以共享一个CPU 多个进程和线程应该可以共享一个存储器 多个进程和线程还可以共享一个IO设备(第5章)
如何共享一个存储器？
各进程/线程自己的数据有自己的执行区域，程序变 成进程时是如何映射到那个区域去的？
Operating System
进程
0xFFFFFFFF Limit=0x10000 Base=0x20000
0x00000000
Base
+ 逻辑地址
CPU
DRAM
Limit
<?
出错！
ch4.8
看管好用户进程
策略: 将用户进程关在一个内存区域
它不能自己切换到内核模式 它不可以直接改变基址和限长寄存器的值 它不可以随意更改中断控制 它不可以访问其它进程的内存空间数据
ch4.10
固定分区存储管理
存储分配：系统维护一张主存分配表，里面记载了 内存的分区划分和使用状态。分配主存时总选择那 些分区占用标志为0且长度小于等于进程所需空间的 分区块。回收只要相应分区占用位置0即可。
分区号 1 2 3 4 5 6
起始地址 8K 16K 32K 48K 64K 96K
长度 8K 16K 16K 16K 32K 32K
最坏适应
查找整个分区表，分配最大的足够大的分区 总是产生最大剩余分区，它可能比最优适应产生的剩
逻辑地址空间 0
物理地址空间 1000
100 goto 200
1100 goto 1200
200
a++
1200 a++
300
1300
ch4.6
动态地址转换
动态转换：在程序执行过程中要访问数据时再进行 地址变换，需要额外的硬件来记录程序装载的内存 基址。
逻辑地址空间 0
物理地址空间 1000
CPU goto 200
100 goto 200
200
a++
1100 goto 200
BR
+
1000
1200 a++
300
1300
ch4.7
存储保护
使在内存中的各道进程，只能访问它自己的区域， 避免进程内存空间重叠，特别是不能访问OS的内存 空间。
通常需要两个硬件支持(不需要转换地址)：
基址寄存器(Base Register)：存放装载的起始地址 限长寄存器(Limit Register)：存放的最大逻辑地址
对各进程/线程在内存中的数据要加以保护，如何实 施？
为了更好地利用CPU，就应该让更多的进程/线程并 发执行，如果内存不够用了怎么办？
虚拟存储器
ch4.2
源代码的伪中间代码
int demo(){ int a = 0;
while(a<2){ a++;
} return 0; }
代码执行时，这些行 号需要改变吗？
目标程序地址叫逻辑地址(相对地址)，被限制从0开 始编址，一个用户程序的逻辑地址集合称为该程序 的逻辑地址空间。
地址转换(重定位、地址映射)：将程序的逻辑地址 转成物理地址的过程。
静态转换 动态转换
Hale Waihona Puke ch4.4程序执行步骤(地址转换时机)
执行步骤:
源代码
编译 链接/装载
编译器
执行
中间代码 0… 1… 2… 3… …
0 demo: 1 int a = 0 2 loop: 3 temp = a – 2 4 if (temp>0) goto do7ne 5 a++ 6 goto lo2op
7 done: 8 return 0
ch4.3
存储地址及地址转换
存储器使用的地址叫物理地址(绝对地址)，其空间 是由存储器地址总线扫描出来的空间，其大小取决 于实际安装的主存容量。
已分配区表
长度 15K 10K 12K 10K
标志 P1 P2 P3 P4
ch4.14
可变分区分配算法
首次适应
分配第一个足够大的分区，可以从头开始查找，也可 以从上次分配结束的地点开始查找
最优适应
查找整个分区表，分配最小的足够大的分区 总是产生最小剩余分区，不浪费一个更大的空间，但
会导致剩余分区太小难被再利用
两个问题
内存中的进程如何交互？ 内核模式和用户模式如何切换？
ch4.9
连续存储管理
所谓连续，是指进程在主存里占用一块连续的空间。 如果系统事先把内存用户区划分为若干分区，分区
大小可以相等，也可以不等，一个进程占据一个分 区。我们称其为固定分区存储管理。 若内存不预先划分好，而是等进程装入时，根据进 程的需求和内存空间的使用情况来决定是否分配。 我们称其为可变分区存储管理。
内存
1 2
0 50K 100K 180K 230K …
其它 目标模块
目标模块 链接器
装载模块 装载器
内存可执行二进制
ch4.5
静态地址转换
静态转换：当用户程序被装入内存时，一次性实现 逻辑地址到物理地址的转换，以后不再转换。一般 在装入内存时由软件完成。若编译时完成则需要程 序员事先知道要装载的地址。
下限寄存器
B
操作系统区 用户分区1
越界!!
用户分区2
CPU
+
逻辑地址 绝对地址
< B+L2
用户分区3 用户分区4
上限寄存器 B + L2
用户分区5 用户分区6
ch4.12
可变分区存储管理
存储分配：
系统维护两张表，一张记录尚未分配的内存状态，另 一张记录已分配的情况。
初始状态已分配表为空，未分配表仅有一条记录，整 个用户区就是空闲区。系统总是从空闲中选择一个足 够容纳进程的分区分配，并将分配情况记在已分配表 中，剩余的分区空间记录进未分配表。
占用标志 0 P1 0 0 P2 0
0k
OS (8K)
8k
分区1 (8K)
16k 分区2 (16K)
32k 分区3 (16K) 48k 分区4 (16K) 64k 分区5 (32K) 96k 分区6 (32K)
ch4.11
固定分区的地址转换和存储保护
静态转换：装入时检查绝对地址是否落在分区内 动态转换：执行时检查，如下图所示。
回收：将已分配表的标志改为“空”，再将其加入 未分配表中。
ch4.13
某一时刻的分配状态
0K
P1
15K
38K
P2
48K
68K
P3
80K
110K
P4
120K
始址 1155KK 48K 80K
空闲区表
长度 5233KK 20K 30K
标志 未未分分配配 未分配 未分配
始址 0K 38K 68K 110K
第四章 存储管理 4.1 概述 4.2 连续存储管理 4.3 分页式存储管理 4.4 分段式存储管理 4.5 虚拟存储
ch4.1
学习目标
虚拟设备
多个进程和线程可以共享一个CPU 多个进程和线程应该可以共享一个存储器 多个进程和线程还可以共享一个IO设备(第5章)
如何共享一个存储器？
各进程/线程自己的数据有自己的执行区域，程序变 成进程时是如何映射到那个区域去的？
Operating System
进程
0xFFFFFFFF Limit=0x10000 Base=0x20000
0x00000000
Base
+ 逻辑地址
CPU
DRAM
Limit
<?
出错！
ch4.8
看管好用户进程
策略: 将用户进程关在一个内存区域
它不能自己切换到内核模式 它不可以直接改变基址和限长寄存器的值 它不可以随意更改中断控制 它不可以访问其它进程的内存空间数据
ch4.10
固定分区存储管理
存储分配：系统维护一张主存分配表，里面记载了 内存的分区划分和使用状态。分配主存时总选择那 些分区占用标志为0且长度小于等于进程所需空间的 分区块。回收只要相应分区占用位置0即可。
分区号 1 2 3 4 5 6
起始地址 8K 16K 32K 48K 64K 96K
长度 8K 16K 16K 16K 32K 32K
最坏适应
查找整个分区表，分配最大的足够大的分区 总是产生最大剩余分区，它可能比最优适应产生的剩
逻辑地址空间 0
物理地址空间 1000
100 goto 200
1100 goto 1200
200
a++
1200 a++
300
1300
ch4.6
动态地址转换
动态转换：在程序执行过程中要访问数据时再进行 地址变换，需要额外的硬件来记录程序装载的内存 基址。
逻辑地址空间 0
物理地址空间 1000
CPU goto 200
100 goto 200
200
a++
1100 goto 200
BR
+
1000
1200 a++
300
1300
ch4.7
存储保护
使在内存中的各道进程，只能访问它自己的区域， 避免进程内存空间重叠，特别是不能访问OS的内存 空间。
通常需要两个硬件支持(不需要转换地址)：
基址寄存器(Base Register)：存放装载的起始地址 限长寄存器(Limit Register)：存放的最大逻辑地址
对各进程/线程在内存中的数据要加以保护，如何实 施？
为了更好地利用CPU，就应该让更多的进程/线程并 发执行，如果内存不够用了怎么办？
虚拟存储器
ch4.2
源代码的伪中间代码
int demo(){ int a = 0;
while(a<2){ a++;
} return 0; }
代码执行时，这些行 号需要改变吗？
目标程序地址叫逻辑地址(相对地址)，被限制从0开 始编址，一个用户程序的逻辑地址集合称为该程序 的逻辑地址空间。
地址转换(重定位、地址映射)：将程序的逻辑地址 转成物理地址的过程。
静态转换 动态转换
Hale Waihona Puke ch4.4程序执行步骤(地址转换时机)
执行步骤:
源代码
编译 链接/装载
编译器
执行
中间代码 0… 1… 2… 3… …
0 demo: 1 int a = 0 2 loop: 3 temp = a – 2 4 if (temp>0) goto do7ne 5 a++ 6 goto lo2op
7 done: 8 return 0
ch4.3
存储地址及地址转换
存储器使用的地址叫物理地址(绝对地址)，其空间 是由存储器地址总线扫描出来的空间，其大小取决 于实际安装的主存容量。
已分配区表
长度 15K 10K 12K 10K
标志 P1 P2 P3 P4
ch4.14
可变分区分配算法
首次适应
分配第一个足够大的分区，可以从头开始查找，也可 以从上次分配结束的地点开始查找
最优适应
查找整个分区表，分配最小的足够大的分区 总是产生最小剩余分区，不浪费一个更大的空间，但
会导致剩余分区太小难被再利用
两个问题
内存中的进程如何交互？ 内核模式和用户模式如何切换？
ch4.9
连续存储管理
所谓连续，是指进程在主存里占用一块连续的空间。 如果系统事先把内存用户区划分为若干分区，分区
大小可以相等，也可以不等，一个进程占据一个分 区。我们称其为固定分区存储管理。 若内存不预先划分好，而是等进程装入时，根据进 程的需求和内存空间的使用情况来决定是否分配。 我们称其为可变分区存储管理。
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ch414p1p2p3p40k0k1515kk38k38k4848kk68k68k80k80k110110kk120k120k空闲区表已分配区表长度标志15k23k未分配48k20k未分配80k30k未分配长度标志0k15kp138k10kp268k12kp3110k10kp4某一时刻的分配状态15k53k未分配ch415可变分区分配算法分配第一个足够大的分区可以从头开始查找也可以从上次分配结束的地点开始查找总是产生最小剩余分区丌浪费一个更大的空间但会寻致剩余分区太小难被再利用总是产生最大剩余分区它可能比最优适应产生的剩余分区更容易利用ch416可变分区的地址转换和存储保护基址基址寄存器逡辑地址cpu绝对地址操作系统区空闲分区1用户迚程1空闲分区2ch417紧凑技术经过一段时间的分配回收后内存中存在很多很小的空闲块
物理地址 = Base(0x4000) + 0x240 = 0x4240
从0x4240获取指令 “la $a0, varx”
Move 0x4050 $a0, Move PC+4 PC
下一条指令的逻辑地址=0x244，转换成物理地址=0x4244，得到 “jal strlen” Move 0x0248 $ra (return address!), Move 0x0360 PC
ch4.10
固定分区存储管理
存储分配：系统维护一张主存分配表，里面记载了 内存的分区划分和使用状态。分配主存时总选择那 些分区占用标志为0且长度小于等于进程所需空间的 分区块。回收只要相应分区占用位置0即可。
分区号 1 2 3 4 5 6
起始地址 8K 16K 32K 48K 64K 96K
长度 8K 16K 16K 16K 32K 32K
两个问题
内存中的进程如何交互？ 内核模式和用户模式如何切换？
物理地址 = Base(0x4000) + 0x240 = 0x4240
从0x4240获取指令 “la $a0, varx”
Move 0x4050 $a0, Move PC+4 PC
下一条指令的逻辑地址=0x244，转换成物理地址=0x4244，得到 “jal strlen” Move 0x0248 $ra (return address!), Move 0x0360 PC
ch4.10
固定分区存储管理
存储分配：系统维护一张主存分配表，里面记载了 内存的分区划分和使用状态。分配主存时总选择那 些分区占用标志为0且长度小于等于进程所需空间的 分区块。回收只要相应分区占用位置0即可。
分区号 1 2 3 4 5 6
起始地址 8K 16K 32K 48K 64K 96K
长度 8K 16K 16K 16K 32K 32K
两个问题
内存中的进程如何交互？ 内核模式和用户模式如何切换？
操作系统os04存储管理课件
4.7 请求分页存储管理方式
4.7.1 请求分页中的硬件支持 1．页表机制 ➢ 状态位P：用于指示该页是否已调入内存。
• 供程序访问时参考。 ➢ 访问字段A：供选择换出页面时参考。 • 用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本
页最近已有多长时间未被访问。
页号
物理块号
状态位 P 访问字段 A
操作系统os04存储管理
2) 按比例分配算法
➢ 根据进程的大小按比例分配物理块的算法。
3) 考虑优先权的分配算法
➢ 把内存中可供分配的所有物理块分成两部分：
• 一部分按比例地分配给各进程；
• 另一部分则根据各进程的优先权，适当地增加其相应
份额后，分配给各进程。
操作系统os04存储管理
10
4.7.3 调页策略
➢ 预调页策略 ➢ 可采用一种以预测为基础的预调页策略
• 若将n位寄存器的数看做是一整数，那么，具有最小数值 的寄存器所对应的页面，就是最近最久未使用的页面。
R7 R6 R5 R4 R3 R2 R1 R0 0 10 0 0 0 0 0 0 0
1
0 操0作系统os004存储管0理 0
0
0
0 17
LRU算法实现：栈
47071012126
2126 最
新
1011212 被
23 21 524 5 32 52
22
22
4
2
3
33
3
3
最
15
5
5
新 LRU 发生了4次页面置换，缺页次数=7；缺页率=7/12
被
访 23 21 5 2 4 532 5 2
问 的
2 3 2 1 5 2 45 3 2 5
4.7.1 请求分页中的硬件支持 1．页表机制 ➢ 状态位P：用于指示该页是否已调入内存。
• 供程序访问时参考。 ➢ 访问字段A：供选择换出页面时参考。 • 用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本
页最近已有多长时间未被访问。
页号
物理块号
状态位 P 访问字段 A
操作系统os04存储管理
2) 按比例分配算法
➢ 根据进程的大小按比例分配物理块的算法。
3) 考虑优先权的分配算法
➢ 把内存中可供分配的所有物理块分成两部分：
• 一部分按比例地分配给各进程；
• 另一部分则根据各进程的优先权，适当地增加其相应
份额后，分配给各进程。
操作系统os04存储管理
10
4.7.3 调页策略
➢ 预调页策略 ➢ 可采用一种以预测为基础的预调页策略
• 若将n位寄存器的数看做是一整数，那么，具有最小数值 的寄存器所对应的页面，就是最近最久未使用的页面。
R7 R6 R5 R4 R3 R2 R1 R0 0 10 0 0 0 0 0 0 0
1
0 操0作系统os004存储管0理 0
0
0
0 17
LRU算法实现：栈
47071012126
2126 最
新
1011212 被
23 21 524 5 32 52
22
22
4
2
3
33
3
3
最
15
5
5
新 LRU 发生了4次页面置换，缺页次数=7；缺页率=7/12
被
访 23 21 5 2 4 532 5 2
问 的
2 3 2 1 5 2 45 3 2 5
第4章存储管理ppt课件计算机操作系统第三版
第4章 存储管理
4.2.1 单一连续分区存储管理 单一连续分区存储管理把整个内存空间的最低端
和最高端作为操作系统区，中间作为用户程序区。在 DOS操作系统中就采用了这种方法，如图4.7所示。
第4章 存储管理
0xFFF… 操作系统
0xFFF… ROM中 的 设 备
驱动程序
分配给用户 作业的空间
用户程序
动态地址再定位的优点是：程序在执行期间可以换 入和换出内存，这样可以缓解内存紧张的矛盾；可以把 内存中的碎片集中起来，以充分利用空间；不必给程序 分配连续的内存空间，可以较好地利用较小的内存块； 若干用户可以共享同一程序。
动态地址再定位的缺点：需要附加的硬件支持， 而且实现存储管理的软件算法比较复杂。
未用 0
用户程序
位 于 RAM中 的 操作系统 0
图4.7 单一连续分区存储管理的分配方式
第4章 存储管理
这种存储分配思想将内存分为两个区域：系统区 和用户区。应用程序装入到用户区，可使用用户区全 部空间。
单一连续分区的优点是：简单，适用于单用户、 单任务的操作系统(比如CP/M和DOS操作系统)，不需 要复杂的硬件支持。
静态重定位示意图
0
0
100 LOAD 1,500
5 000
500 12 345
5 100LOAD 1,5 500
700 程 序 A的 地 址 空 间
5 500
12 345
5 700
程 序 A的 存 储 空 间
第4章 存储管理
静态地址再定位的优点是：无需硬件地址变化机 构支持，容易实现；无需硬件支持，它只要求程序本 身是可再定位的；它只对那些要修改的地址部分做出 某种标识，再由专门设计的程序来完成。在早期的操 作系统中大多数都采用这种方法。
第4章存储管理PPT课件
装入方式汇总
• 绝对装入方式 • 可重定位装入方式 • 动态运行时装入方式
简单分析比较 ——
4.1.2 程序的链接
源程序经过编译后，可能会得到一组目标模块，各个模块都有 自己的独立空间，从执行的角度看这些模块又是一个整体，各 个模块所涉及的地址最终都要合并为统一的地址。
链接分类
静态链接 动态链接
4.1 程序的装入和链接的有关概念
用高级、汇编语言上机步骤：编译、链接、装入。
编辑：得到如test.cpp ,a.asm等源文件
编译：从每个源文件得到对应的目标文件（PC机系统后缀为OBJ 的文件)
链接：将若干有关目标文件（在VC++环境中为一个workspace中 的文件）及有关系统支撑的库目标文件进行链接，得到相应的可 执行文件（PC机系统后缀为EXE的文件或动态连接文件DLL)
4.2.2 固定分区分配
1、把内存划分为若干个固定的连续分区。 • 分区大小相等：只适合于多个相同程序的并发执行（处理 多个类型相同的对象）。 • 分区大小不等：多个小分区、适量的中等分区、少量的大 分区。根据程序的大小，分配当前空闲的、适当大小的分区。
分配策略： •当作业到达时，选择适合作业要求的最小空闲区分给作业，若 该分区不空，让其在该分区队列中等待。 • 为了充分利用存储器，系统只维持一个等待存贮器的队列。 任何时候，只要有一个分区变为空闲，队列中的一个作业就可 装入运行。
第4章_存储管理
所以，即使是现代的计算机系统，存储容量极大，速度 也飞快，内存管理的重要性丝毫没有削弱。
对于一个单用户、单任务的操作系统的实现相对非常简单， 支撑这种系统甚至不需要任何存储保护的硬件。在最严重的情 况下即使内存崩溃也不会引起严重后果。
《操作系统》 4存储管理课件
.
.
. . .
(3) 动态重定位方式 若将地址定位的时间推迟到程序执行时进行，那么称其为地址的“动 态重定位”方式。 对程序实行动态重定位需要硬件支持：一个地址转换机构。它由地址 转换线路和一个“定位寄存器”（也称“基址寄存器”）组成。这时，用户程序不做任 何修改地装入到分配给它的内存空间中。当调度到程序运行时，就把它所在物理空间的 起始地址加载到定位寄存器中。CPU每执行一条指令，就把指令中的相对地址与定位寄 存器中的值相“加”，得到绝对地址。然后按这绝对地址去执行指令，访问所需要的存 内存 储位置。 (4) 静态重定位和动态重定位的比较 定位寄存器 0 用户程序A的 操作系统 静态重定位在程序运行之前完成地 22KB 20KB 相对地址空间 址转换；动态重定位则是将地址转换的 22528 0 22KB 时刻推迟到指令执行时进行。 100 xxxxxx 22KB+100 xxxxxx 22628 静态重定位由软件完成地址转换； 1KB 动态重定位由硬件地址转换机构完成。 23KB 静态重定位在装入时一次性集中 100 2KB 把程序指令中所有地址全部加以重定 24KB 位；动态重定位则是每执行一条指令 3000 call 100 22KB+3000 call 100 时，才其地址加以重定位。 3KB 25KB 静态重定位时原来的指令地址被修 (a) 改了；实行动态重定位，不对指令本身做修改。 (b)
.
1. 链接的含义
.
.
2. 静态链接和动态链接
接编辑程序将一个个程序段的相对地址空间链接成为一个大的、统一的相对地址空间。 由于这样的工作是在程序运行之前，因此称为是“静态链接”。 在程序执行过程中，有些程序段不一定会用到。比如，考虑到程序执行过程中可能 出现错误，于是编写了有关出错处理的程序段。如果程序执行中没有出错，那么静态链 接时为链接出错处理程序段所付出的花销就白费了。 可把对程序段的链接编辑工作推迟到程序执行时进行：遇到外部引用时，才对所涉 及的程序段进行链接编辑工作，才将这段程序纳入到统一的地址空间中。由于这样的链 接编辑工作是在程序运行时根据需要进行的，因此称为“动态链接”。 动态链接的实现要复杂许多，它需要得到软、硬件的支持。这将在下一章请求段式 存储管理中介绍。
经典：南邮操作系统教程CH-04-存储管理
ch4.10
固定分区存储管理
存储分配：系统维护一张主存分配表，里面记载了
内存的分区划分和使用状态。分配主存时总选择那 些分区占用标志为0且长度小于等于进程所需空间 的分区块。回收只要相应分区占用位置0即可。
分区号 1 2 3 4 5 6
起始地址 8K 16K 32K 48K 64K 96K
长度 8K 16K 16K 16K 32K 32K
目标程序地址叫逻辑地址(相对地址)，被限制从0开 始编址，一个用户程序的逻辑地址集合称为该程序 的逻辑地址空间。
地址转换(重定位、地址映射)：将程序的逻辑地址 转成物理地址的过程。
静态转换 动态转换
ch4.4
程序执行步骤(地址转换时机)
执行步骤:
源代码
编译 链接/装载
编译器
执行
中间代码 0… 1… 2… 3… …
对各进程/线程在内存中的数据要加以保护，如何实 施？
为了更好地利用CPU，就应该让更多的进程/线程并 发执行，如果内存不够用了怎么办？
虚拟存储器
ch4.2
源代码的伪中间代码
int demo(){ int a = 0;
while(a<2){ a++;
} return 0; }
代码执行时，这些行 号需要改变吗？
下限寄存器
B
操作系统区 用户分区1
越界!!
用户分区2
CPU
+
逻辑地址 绝对地址
< B+L2
用户分区3 用户分区4Fra bibliotek上限寄存器 B + L2
用户分区5 用户分区6
ch4.12
可变分区存储管理
存储分配：
系统维护两张表，一张记录尚未分配的内存状态，另 一张记录已分配的情况。
固定分区存储管理
存储分配：系统维护一张主存分配表，里面记载了
内存的分区划分和使用状态。分配主存时总选择那 些分区占用标志为0且长度小于等于进程所需空间 的分区块。回收只要相应分区占用位置0即可。
分区号 1 2 3 4 5 6
起始地址 8K 16K 32K 48K 64K 96K
长度 8K 16K 16K 16K 32K 32K
目标程序地址叫逻辑地址(相对地址)，被限制从0开 始编址，一个用户程序的逻辑地址集合称为该程序 的逻辑地址空间。
地址转换(重定位、地址映射)：将程序的逻辑地址 转成物理地址的过程。
静态转换 动态转换
ch4.4
程序执行步骤(地址转换时机)
执行步骤:
源代码
编译 链接/装载
编译器
执行
中间代码 0… 1… 2… 3… …
对各进程/线程在内存中的数据要加以保护，如何实 施？
为了更好地利用CPU，就应该让更多的进程/线程并 发执行，如果内存不够用了怎么办？
虚拟存储器
ch4.2
源代码的伪中间代码
int demo(){ int a = 0;
while(a<2){ a++;
} return 0; }
代码执行时，这些行 号需要改变吗？
下限寄存器
B
操作系统区 用户分区1
越界!!
用户分区2
CPU
+
逻辑地址 绝对地址
< B+L2
用户分区3 用户分区4Fra bibliotek上限寄存器 B + L2
用户分区5 用户分区6
ch4.12
可变分区存储管理
存储分配：
系统维护两张表，一张记录尚未分配的内存状态，另 一张记录已分配的情况。
计算机操作系统-存储器管理 ppt课件
只适合于单道程序环境
ppt课件
10
4.1 程序的装入和链接
2. 可重定位装入方式 在多道程序环境下，目标模块的起始地址通常从 0开始，程序中的其他地址都是相对于起始地址 计算的。因此应采用可重定位装入方式，根据内 存的当前情况，将装入模块装入到内存的适当位 置。
注意：在采用可重定位装入方式将装入模块装入 内存后，会使装入模块中的所有逻辑地址与实际 装入内存的物理地址不同。
系统区（OS）
用户区 内存
ppt课件
21
4.2 连续分配方式
连续分配方式，是指为一个用户程序分配一个连 续的内存空间。
单一连续分配
固定分区分配
动态分区分配
可重定位分区分配
ppt课件
22
4.2.2 固定分区分配
1. 原理 将内存用户空间划分为若干个固定大小的区域，在每个分区中 只装入一道作业，便可以有多道作业并发执行。当有一空闲分 区时，便可以再从外存的后备作业队列中，选择一个适当大小 的作业装入该分区，当该作业结束时，可再从后备作业队列中 找出另一作业调入该分区。
ppt课件
13
4.1 程序的装入和链接
4.1.2 程序的链接
程序经过编译后得到一组目标模块，再利用链接程序 将目标模块链接，形成装入模块。 根据链接时间的不同，把链接分成三种： 1、静态链接：在程序运行前，将目标模块及所需的库 函数链接成一个完整的装配模块，以后不再拆开。 2、装入时动态链接：指将用户源程序编译后所得的一 组目标模块，在装入内存时，采用边装入边链接的链 接方式。 3、运行时动态链接：指对某些目标模块的链接，是在
分区分配中的数据结构 分区分配算法 分区分配及回收操作
ppt课件
26
4.2.3 动态分区分配
ppt课件
10
4.1 程序的装入和链接
2. 可重定位装入方式 在多道程序环境下，目标模块的起始地址通常从 0开始，程序中的其他地址都是相对于起始地址 计算的。因此应采用可重定位装入方式，根据内 存的当前情况，将装入模块装入到内存的适当位 置。
注意：在采用可重定位装入方式将装入模块装入 内存后，会使装入模块中的所有逻辑地址与实际 装入内存的物理地址不同。
系统区（OS）
用户区 内存
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4.2 连续分配方式
连续分配方式，是指为一个用户程序分配一个连 续的内存空间。
单一连续分配
固定分区分配
动态分区分配
可重定位分区分配
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4.2.2 固定分区分配
1. 原理 将内存用户空间划分为若干个固定大小的区域，在每个分区中 只装入一道作业，便可以有多道作业并发执行。当有一空闲分 区时，便可以再从外存的后备作业队列中，选择一个适当大小 的作业装入该分区，当该作业结束时，可再从后备作业队列中 找出另一作业调入该分区。
ppt课件
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4.1 程序的装入和链接
4.1.2 程序的链接
程序经过编译后得到一组目标模块，再利用链接程序 将目标模块链接，形成装入模块。 根据链接时间的不同，把链接分成三种： 1、静态链接：在程序运行前，将目标模块及所需的库 函数链接成一个完整的装配模块，以后不再拆开。 2、装入时动态链接：指将用户源程序编译后所得的一 组目标模块，在装入内存时，采用边装入边链接的链 接方式。 3、运行时动态链接：指对某些目标模块的链接，是在
分区分配中的数据结构 分区分配算法 分区分配及回收操作
ppt课件
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4.2.3 动态分区分配
存储管理计算机操作系统课件
存储管理计算机 操作系统课件
目录
• 存储管理概述 • 计算机操作系统概述 • 存储管理在计算机操作系统中的
应用 • 存储管理技术及其发展趋势 • 计算机操作系统中的存储管理优
化策略 • 实践案例分析与应用前景展望
01
存储管理概述
存储管理的定义与重要性
定义
存储管理是指对计算机系统中存 储设备的管理，包括内存、外存 等。
优化，提高存储系统的性能和效率。
05
计算机操作系统中的存储 管理优化策略
文件系统优化策略
文件系统结构优化
采用层次化的文件目录结构，方便用户查找和管理文件。
文件存储空间管理
采用动态分配和回收文件存储空间的方法，提高空间利用率。
文件访问权限控制
对不同用户设置不同的文件访问权限，保证文件的安全性。
数据库优化策略
1 2
数据库设计优化
采用规范化设计方法，减少数据冗余和数据不一 致性。
索引优化
建立合适的索引，提高数据查询速度和效率。
3
查询优化
采用合适的查询语句和算法，减少查询时间和资 源消耗。
虚拟内存优化策略
内存管理策略
采用分页或段式内存管理方式，实现内存的动态分配和回收。
内存保护机制
设置内存保护机制，防止程序越界访问和非法操作。
优点
灵活性、可扩大性、高可用性、安全性、容错性等。
存储管理技术的发展趋势
融会化
01
将不同的存储技术进行融会，形成更加高效、可靠、灵活的存
储解决方案。
软件定义
02
通过软件定义的方式对存储资源进行管理和配置，提高存储系
统的灵活性和可扩大性。
智能化
03
目录
• 存储管理概述 • 计算机操作系统概述 • 存储管理在计算机操作系统中的
应用 • 存储管理技术及其发展趋势 • 计算机操作系统中的存储管理优
化策略 • 实践案例分析与应用前景展望
01
存储管理概述
存储管理的定义与重要性
定义
存储管理是指对计算机系统中存 储设备的管理，包括内存、外存 等。
优化，提高存储系统的性能和效率。
05
计算机操作系统中的存储 管理优化策略
文件系统优化策略
文件系统结构优化
采用层次化的文件目录结构，方便用户查找和管理文件。
文件存储空间管理
采用动态分配和回收文件存储空间的方法，提高空间利用率。
文件访问权限控制
对不同用户设置不同的文件访问权限，保证文件的安全性。
数据库优化策略
1 2
数据库设计优化
采用规范化设计方法，减少数据冗余和数据不一 致性。
索引优化
建立合适的索引，提高数据查询速度和效率。
3
查询优化
采用合适的查询语句和算法，减少查询时间和资 源消耗。
虚拟内存优化策略
内存管理策略
采用分页或段式内存管理方式，实现内存的动态分配和回收。
内存保护机制
设置内存保护机制，防止程序越界访问和非法操作。
优点
灵活性、可扩大性、高可用性、安全性、容错性等。
存储管理技术的发展趋势
融会化
01
将不同的存储技术进行融会，形成更加高效、可靠、灵活的存
储解决方案。
软件定义
02
通过软件定义的方式对存储资源进行管理和配置，提高存储系
统的灵活性和可扩大性。
智能化
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