第16课(段式存储管理)

分段式存储管理

用户程序的二维结构

用户的程序结构不是一维的，多由主程序及一些子 程序、过程、函数或模块构成，还包括各种数据结 构，如堆栈、表格、变量等。即程序多由程序段和 数据段组成。
0 0
. . . CALL [X] [E] . . .
E
P
. . . . . . . . . . . .
0 116 N


逻辑地址被分为两部分：段号S和段内位移d。 物理地址=段始址+d
段式存储管理的硬件实现及存储保护
段表控制寄存器 段表起址 段表长度 越界中断 ≥ 段号s 相对地址 段内位移d 越界中断 段表 段号 段长 0 基址 绝对地址 ≥
内存
操作系统
d
段2
1
2 3
段1
段3 段0
例：段式存储管理中由逻辑地址求物理地址
段号 段内位移量

用户通过数对：[段名，段内位移量]指定某段指令 的地址。于是，用户的逻辑地址空间是二维的。
分段式存储管理中的内存分配


在段式存储管理方式中，以段为单位分配内存，每一 个段在内存中占据连续空间（内存随机分割，需要多 少分配多少），但各段之间可以不连续存放 系统中为每个作业建立一个段映射表，称为“段表”。
段页式存储管理
引入： 实行页式可以避免内存产生外部碎片，实行段式 可以避免内存产生内部碎片。这表明分页和分段 各有所长。若将分页和分段技术结合起来形成所 谓的“段页式存储管理”，就必定能够取长补短， 获得更好的存储管理效果。
段页式存储管理的基本思想



内存划分成大小相等的块 用户的作业地址空间按分段来管理(这与段式管理类同)， 系统在内部将该空间中的每一段按内存块的尺寸划分成固 定大小的页(这与分页式管理类同)。 在这样的管理模式下，任何一个作业有一个段表，作业中 的每个段有一个页表。 段表：记录了每一段对应页表在内存中的始址和页表长度 页表：记录了逻辑页号与内存块号的对应关系（每一段有 一个，一个程序可能有多个页表）



访问内存中的段表（从段表控制寄存器读取段表起始地址） 根据段表查找该段对应的页表（页表起始地址），访问内存中的页表 根据页表中的页号找到块号，结合页内位移w，求出对应的物理地址
虚拟存储管理

阅读课本P71-72 问题：

什么是虚拟存储器？ 虚拟存储管理中，大作业能否在小内存中运行？
实现虚拟存储器技术

请求页式存储管理 请求段式存储管理 请求段页式存储管理
请求页式存储存储管理

基本思想：阅读P72 问题：

与一般页式存储管理相同和不同之处
请求页式存储管理的基本思想

与分页式相同处 ：

把内存划分成尺寸相同、位置固定的块。然后按照内存块的 大小，把作业的虚拟地址空间（即以前的相对地址空间）划 分成页。由于页的尺寸与块一样，因此虚拟地址空间中的一 页，可以装入到内存中的任何一块中。

课本P68
段式存储管理存储保护与共享



分段系统易于实现段的共享，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 易行。 段式存储可以规定各段的存取权限，实现段的保 护。在段表表项中增加权限位：E代表可执行， 不可读写；R代表允许读，不允许写；W代表允 许写，而不允许读操作。 当用户违反了存取权限时，就会发生保护中断。
Sub2
110K 120K 145K
15k 0
2 12KB 25K
Sub2
段表
25k 作业分段 地址空间
内存
分段式存储管理中的地址映射

为了实现从进程的逻辑地址到物理地址的变换功能， 在系统中设置了段表寄存器，用于存放段表在内存中 的开始地址和段表的长度。 分段地址转换过程如下：

根据段表寄存器找到该作业段表在内存中位置。 通过查询有效地址中的段号得到该段在主存中 的起始地址。 将该段的主存地址和有效地址中的位移量相加， 就得到所要访问的主存的物理地址。
段式存储管理存储保护与共享

在段式存储管理中很容易实现段的共享，只需在作 业的段表中都增加一个表项，让该段的基址指向共 享段在内存中的起始地址即可。
进程A的逻辑地址空间 文本 段 0 编辑程序 进程A的段表 段号 段长 基址 43062 文本编辑程序 内 存 操作系统 进程A的数据段
比如进程A和B要对 文本编辑程序进行共 享，那么可把文本编 辑程序作为它们地址 空间中的段0。 若文本编辑程序存 放在内存43062起始的 连续分区里，那么在 所对应的各段表中， 段号为0的表项的基址 都是43062，从而可共 享该文本编辑程序。
操作系统 第16课 存储管理
今日内容

分段式存储管理 段页式存储管理 虚拟存储管理
内容回顾：分页式存储管理的基本思想

内存的划分：

把整个内存储器划分成大小相等的许多分区， 每个分区称为“块” 。比如把内存储器划分成n 个分区，编号为0,1,2,…,n-1。块是存储分配的 单位。
操作系统按照内存块的尺寸对用户地址空间进 行划分，每一个分区被称为“页”，编号从0开始。
段页式存储管理中的逻辑地址
0 第0页 4KB 第1页 段MAIN 段SUBP 第1页 第0页 第0页
段DATA
第1页
8KB
第2页 12KB 14KB 第3页 段号s 段内位移d 段内页号p 页内位移w 第2页
16KB
用户逻辑地址空间中的地址结构将由上图所示的三个部分组成： 段号s，段内页号p，页内位移w。 （其中，段内页号p和页内位移w是由段内位移d分解而成。） 如： （0，1，100）
使用快表的硬件模式
页表控制寄存器 长度 起始地址 相对地址 页号 页内位移 命中 没有 命中 快表 绝对地址 块号 页内位移 内存储器 操作系统
页表
内容回顾：分页式存储管理的优缺点


优点： 没有外碎片，每个内碎片不超过页大小。 一个程序不必连续存放。 程序占用空间可动态增长。即随着程序运行而动态生成的数 据增多，地址空间可相应增长。 缺点： 作业虽然不占据连续的存储区，但每次仍要求一次全部进入 内存。因此，如果作业很大，其存储需求大于内存，那么还 是存在小内存不能运行大作业的问题。 存在内碎片：平均每一个作业要浪费半页大小的存储块。 不能实现真正意义上的共享 内存访问速度慢（取一次数据或指令至少要访问内存两次以上）



页是信息的物理单位，分页是为实现离散分配方式，以消 减内存的零头，提高内存的利用率；或者说，分页仅仅是 由于系统管理的需要，而不是用户的需要。 段是信息的逻辑单位，它含有一组其意义相对完整的信息。 分段的目的是为了能更好地满足用户的需要。 页的大小固定且由系统确定，把逻辑地址划分为页号和页 内地址两部分，是由机器硬件实现的，因而一个系统只能 有一种大小的页面。 段的长度却不固定，取决于用户所编写的程序，通常由 编辑程序在对源程序进行编辑时，根据信息的性质来划分。 分页的作业地址空间是唯一的，即单一的线性空间，程序 员只须利用一个记忆符，即可表示一个地址。 分段的作业地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时， 既需给出段名，又需给出段内地址。

段1 段2
程序段 数据段
0 25286 43062 1
2
进程B的数据段 进程B的段表 段号 段长 基址 进程A的程序段 进程B的堆栈段
进程B的逻辑地址空间
文本 段 0 编辑程序
段1 程序段
0 25286 43062 1
段2 段3
数据段 堆栈段
2 3 进程B的程序段
页式存储管理和段式存储管理的主要区别
. . .
12345 数组[A]
子程序段[X]
0 F L 0
K
. . . CALL [A] 116 . . .
主程序段[M]
CALL [Y] [F]
. . .
S
子程序段[Y]
工作区段[B]
分段式存储管理的基本思想概念

分段存储管理中的逻辑地址空间


用户程序的划分：按程序自身的逻辑关系划分为若 干个程序段，例如主程序段（MAIN）、子程序段、 数据段、堆栈段等，每个程序段都有一个段名，且 有一个段号。段号从0开始，每一段也从0开始编址， 段内地址是连续的 逻辑地址
内容回顾：将逻辑地址转换为物理地址

从逻辑地址算出页号和页内偏移量 从页表中找出页号对应块号 物理地址： 块号×页大小+偏移量
内容回顾： 逻辑地址：由页号和页内偏移量两部分组 成。
逻辑地址 0 ：第0页，页内偏移量0 (5x4)+0=20物理地址 逻辑地址 10 ：第2页，页内偏移量2 (1x4)+2=6 物理地址 逻辑地址 13 ：第3页，页内偏移量1 (2x4)+1=9 物理地址
段页式存储管理的地址转换过程及硬件实现
段表控制寄存器 段表起址 段表长度 越界中断 ≥ 相对地址 段号s 段内页号p 页内位移w 内存 操作系统
s
段表 段号 页表长度 页表起址 0 1 2 3
p
第0段的页表
0 1 2 1段0页
w w
1段1页 段1 1段2页 1段3页
第1段的页表
0 1 2 3
绝对 地址
段表
段号 0 段首址 100K 50K 120K 段长度 10K 15K 25K
1
2
段表记录了段号，段的首（地）址和长度之 间的关系 每一个程序设置一个段表，放在内存
0
Main 50K Sub1 65K 100K
10k
0 Sub1
段号 始址 长度 0 100KB 10K