第4章4-5节基本分页分段存储管理方式.ppt

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第四章存储器管理第四章存储器管理讲授人：

夏春梅第四章存储器管理内容回顾：

|连续分配方式单一连续分配单一连续分配固定分区分配固定分区分配动态分区分配（重点）动态分区分配（重点）可重定位分区分配可重定位分区分配|存储器的层次结构|程序的装入和链接方式第四章存储器管理提出问题：

使用“紧凑”的方法需要付出很大的系统开销，能否将一个程序直接分散地分配到许多不相邻的分区中？

分页存储管理分段存储管理段页式存储管理第四章存储器管理4.44.4基本分页存储管理方式基本分页存储管理方式4.54.5基本分段存储管理方式基本分段存储管理方式重点：

重点：

基本分页、分段系统的实现原理和地址变换过程。

难点：

难点：

基本分页、分段系统的地址变换过程。

主要内容第四章存储器管理4.4基本分页存储管理方式基本分页存储管理方式4.4.1页面与页表页面与页表1.页面页面1）页面和物理块分页存储管理，是将一个进程的逻辑地址空间分成若干个大小相等的片，称为页页面面或页页，并为各页加以编号，从0开始，如第0页、第1页等。

相应地，也把内存空间分成与页面相同大小的若干个存储块，称为（物物理理）块块或页页框框（frame），也同样为它们加以编号，如0块、1块等等。

在为进程分配内存时，以块为单位将进程中的若干个页分别装入到多个可以不相邻接的物理块中。

第四章存储器管理问题：

在分页系统中，内存的利用率是不是就可以达到100%了？

由于进程的最后一页经常装不满一块而形成了不可利用的碎片，称之为“页页内内碎片碎片”。

第四章存储器管理2）页面大小在分页系统中的页面其大小应适中：

因此，页面的大小应选择得适中，且页面大小应是2的幂，通常为512B8KB。

页面页面页面数页面数分配时间分配时间内存碎片内存碎片内存利内存利用率用率太小多长减小高太大少短变大低第四章存储器管理2.页表页表图4-1页表的作用第四章存储器管理3.地址结构地址结构对某特定机器，其地址结构是一定的。

以32位地址为例，分页地址中的地址结构如下所示：

页号P位移量W3112110若给定一个逻辑地址空间中的地址为A，页面的大小为L，则页号P和页内地址d可按下式求得：

d=AMODL第四章存储器管理页表始址页表长度页号页内地址13490123越界中断页表寄存器页号块号页表逻辑地址块号块内地址4.4.2地址变换机构地址变换机构1.基本的地址变换机构基本的地址变换机构3100928假设页面大小为假设页面大小为1K328图4-2分页系统的地址变换机构物理地址9244物理地址物理地址=块号块号*页面大小页面大小+块内地址块内地址第四章存储器管理例例1.已知某分页系统，主存容量为64K，页面大小为1K，对一个4页大的作业，其0，1，2，3页分别被分配到主存的2，4，6，7块中。

请将十进制的逻辑地址1023、2500、3500、4500转换成物理地址。

第四章存储器管理解：

块号块号页号页号0120341562738页表页号页号块号块号02142637内存分配情况：

第四章存储器管理逻辑地址1023：

逻辑地址2500：

页号：

1023/1024=对应物理块号：

页号：

2500/1024=2对应物理块号：

6页内地址：

故物理地址为:

页内地址：

452故物理地址为:

6*1024+452=65961023202*1024+1023=3071页号页号块号块号02142637页表计算公式：

物理地址计算公式：

物理地址=块号块号*页面大小页面大小+块内地址块内地址第四章存储器管理逻辑地址3500：

逻辑地址4500：

页号：

3500/1024=3对应物理块号：

7页号：

4500/1024=4页内地址：

428故物理地址为:

7*1024+428=7596越界越界页号页号块号块号02142637计算公式：

物理地址计算公式：

物理地址=块号块号*页面大小页面大小+块内地址块内地址页表第四章存储器管理问题：

由于页表是存放在内存中的，这使得CPU在每存取一个数据时，都要两次访问内存。

因此，采用这种方式将使计算机的处理速度降低近1/2。

也就是说，在分页系统中，内存的利用率提高了，程序的执行速度却降低了将近一半。

怎么办？

第四章存储器管理2.具有快表的地址变换机构具有快表的地址变换机构什么是快表？

快表快表：

是一个具有并行查寻能力的特殊高速缓冲寄存器，又称为“联想寄存器”。

快表中存放当前访问的那些页表项。

第四章存储器管理图4-3具有快表的地址变换机构d第四章存储器管理例例2.对于一个将页表存放在内存中的分页系统：

（1）如果访问内存需要0.2s，有效访问时间为多少？

（2）如果加一快表，且假定在快表中找到页表项的几率高达90%，则有效访问时间又是多少（假定查快表需花的时间为0）？

第四章存储器管理解解：

（1）需两次访问内存，故有效访问时间为：

2*0.2s=0.4s

（2）若能从快表中直接找到相应的页表项，则可立即形成物理地址去内存访问相应的数据；否则，仍需两次访问内存。

有效访问时间为：

0.9*0.2+（1-0.9）*0.2*2=0.22s第四章存储器管理问问题题：

现代的大多数计算机系统，都支持非常大的逻辑地址空间（232264）。

在这样的环境下，页表就变得非常大，要占用相当大的内存空间。

例如，对于一个具有32位逻辑地址空间的分页系统，规定页面大小为4KB即212B，则在每个进程页表中的页表项可达1兆个之多。

如果每个页表项占用一个字节，则每个进程仅仅其页表就要占用1MB的内存空间，而且还要求是连续的。

第四章存储器管理解决方案：

可以采用这样两个方法来解决这一问题：

采用离散分配方式来解决难以找到一块连续的大内存空间的问题；只将当前需要的部分页表项调入内存，其余的页表项仍驻留在磁盘上，需要时再调入。

采用两级或多级页表请求分页存储管理方式第四章存储器管理1.两级页表两级页表（Two-LevelPageTable）逻辑地址结构可描述如下：

（1）逻辑地址结构4.4.3两级和多级页表两级和多级页表第四章存储器管理图4-4两级页表结构第四章存储器管理图4-5具有两级页表的地址变换机构

（2）地址变换机构第四章存储器管理2.多级页表多级页表对于32位的机器，采用两级页表结构是合适的；但对于64位的机器，如果页面大小仍采用4KB即212B，那么还剩下52位，假定仍按物理块的大小（212位）来划分页表，则将余下的40位用于外层页号。

此时在外层页表中可能有1024G个页表项。

必须采用多级页表，将外层页表再进行分页，也是将各分页离散地装入到不相邻接的物理块中，再利用第2级的外层页表来映射它们之间的关系。

对于64位的计算机，如果要求它能支持264（=1844744TB）规模的物理存储空间，则即使是采用三级页表结构也是难以办到的；而在当前的实际应用中也无此必要。

第四章存储器管理4.5基本分段存储管理方式基本分段存储管理方式4.5.1分段存储管理方式的引入分段存储管理方式的引入引入分段存储管理方式，主要是为了满足用户和程序员的下述一系列需要：

1）方便编程2）信息共享3）信息保护4）动态增长5）动态链接第四章存储器管理4.5.2分段系统的基本原理分段系统的基本原理1.分段分段分段地址中的地址具有如下结构：

段号段内地址31161502.段表段表第四章存储器管理图4-6利用段表实现地址映射第四章存储器管理图4-7分段系统的地址变换过程3.地址变换机构第四章存储器管理4.分页和分段的主要区别分页和分段的主要区别

（1）页页是是信信息息的的物物理理单单位位，分页是为实现离散分配方式，以消减内存的外零头，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。

段段则则是是信信息息的的逻逻辑辑单单位位，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。

第四章存储器管理

（2）页页的的大大小小固固定定且且由由系系统统决决定定，由系统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，因而在系统中只能有一种大小的页面；而而段段的的长长度度却却不不固固定定，决定于用户所编写的程序，通常由编译程序在对源程序进行编译时，根据信息的性质来划分。

（3）分分页页的的作作业业地地址址空空间间是是一一维维的的，即单一的线性地址空间，程序员只需利用一个记忆符，即可表示一个地址；而而分分段段的的作作业业地地址址空空间间则则是是二二维维的的，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。

第四章存储器管理4.5.3信息共享信息共享图4-8分页系统中共享editor的示意图第四章存储器管理图4-9分段系统中共享editor的示意图第四章存储器管理4.5.4段页式存储管理方式段页式存储管理方式1.基本原理基本原理图4-10作业地址空间和地址结构第四章存储器管理图4-11利用段表和页表实现地址映射第四章存储器管理2.地址变换过程地址变换过程图4-12段页式系统中的地址变换机构段内地址第四章存储器管理思考题：

1、某系统采用页式存储管理策略，拥有逻辑空间32页，每页2K，拥有物理空间1M。

（1）写出逻辑地址的格式；

（2）若不考虑访问权限等，进程的页表有多少项？

每项至少有多少位？

（3）如果物理空间减少一半，页表结构应相应作怎样的改变？

第四章存储器管理解解：

（1）该系统拥有逻辑空间32页，故逻辑地址中页号必须用5位来描述；而每页为2K，因此，页内地址必须用11位来描述，这样可得到它的逻辑地址格式如下：

1511100页号页内地址第四章存储器管理

（2）每个进程最多有32个页面，因此，进程的页表项最多为32项；若不考虑访问权限等，则页表项中只需给出页所对应的物理块号，1M的物理空间可分成29个物理块，故每个页表项至少9位。

（3）如果物理空间减少一半，则页表中页表项数仍不变，但每项的长度可减少1位。

第四章存储器管理2、对于如下所示的段表，请将逻辑地址：

（0,137），（1，4000），（2，3600），（5，230）转换成物理地址。

段号段号内存始址内存始址段段长050K10K160K3K270K5K3120K8K4150K4K段表第四章存储器管理分析分析：

在分段系统中进行地址变换时，首先将逻辑地址中的段号与段表长度作比较，如果段号超长，则产生越界中断；否则便以段号为索引去检索段表，从中得到段在内存中的始址和段长；然后再将逻辑地址中的段内地址与段长作比较，若不越界，则由段的始址与段内地址相加，形成物理地址。

第四章存储器管理解解：

（1）段号0小于段表长5，故段号合法。

由段表的第0项可获得段的内存始址为50K，段长为10K；由于段内地址137，小于段长10K，故段内地址也是合法的，因此可得出对应的物理地址为：

50K+137=51337。

（2）段号1小于段表长，故段号合法。

由段表的第1项可获得段的内存始址为60K，段长为3K，经检查，段内地址4000超过段长3K，因此产生越界中断。

第四章存储器管理（3）段号2小于段表长5，故段号合法。

由段表的第2项可获得段的内存始址为70K，段长为5K；由于段内地址3600，小于段长5K，故段内地址也是合法的，因此可得出对应的物理地址为：

70K+3600=75280。

（4）段号5等于段表长5，故段号不合法，产生越界中断。

第四章存储器管理课后任务复习今天讲授内容预习第四章6-8节准备实验三