第四章B 分页与分段存储管理

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4.4 基本分页存储管理方式基本原理 存储空间的分配与去配 页表与地址转换 快表 页的共享与保护

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基本原理分页存储管理是解决存储零头的一种方法。 动态重定位是解决存储器零头问题的一种途径， 但要移动大量信息花去不少处理机时间,代价比较高, 这是因为这种分配要求把作业必须安置在一连续存 储区内的缘故,而分页存储管理正是要避开这种连续 性要求。分页存储管理允许将一个进程直接分散地 装入到许多不相邻接的分区中，则无须再进行“紧 凑”。基于这一思想产生了离散分配方式。 分页式存储管理将主存分成大小相等的许多区， 每个区称为一块，与此对应，编制程序的逻辑地址 分成页，页的大小与块的大小相等。分页存储器的 逻辑地址由两部分组成：页号和页内地址。(物理 分区，逻辑分页)

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作业按页分散存放分配存储空间时，根据作业的长度确定它的 页面数。一个作业有多少页，在它装入主存 时就给它分配多少块主存空间。这些主存储 块可以是不相邻的。 一个大的作业可以分成很多小块存储空间， 充分利用了主存空间，提高了系统效率。

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分页式的地址结构(页表)

采用分页式存储分配时，逻辑地址是连续的， 用户在编制程序时仍只须使用顺序的地址， 而不必考虑如何去分页。由地址结构自然就 决定了页面的大小，也就决定了主存分块的 大小。31 页号P 12 11 页内地址W 0

图中地址长度为32位，其中0~11位为页内地址， 12 ~ 31位为页号，那么块(页)的大小为212=4KB;逻 辑地址有220=1M页。

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思考题?

若给定一个逻辑地址空间中的地址为A,页面 大小为L,则页号P和页内地址W如何计算？ P=INT[A/L] W=[A]MOD L

例：系统页面大小为1KB,设A=2170B, 则P=2,W=122

注：通常页面大小是2的幂，且常在512B~8KB

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3.页表 在将进程的每一页离散地分配到内存的多个 物理块中后，系统应能保证能在内存中找到每个 页面所对应的物理块。为此，系统为每个进程建 立了一张页面映射表，简称页表。每个页在页表 中占一个表项，记录该页在内存中对应的物理块 号。进程在执行时，通过查找页表，就可以找到 每页所对应的物理块号。 可见，页表的作用是实现从页号到物理块号 的地址映射。

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页页 号

表块 号

页表：由页号和块号组成，指出逻辑地址中页号与主存中块号的对应关系。

页号---进程地址空间的页序号块号---内存空间的页面序号

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页表用户 程序 0页 1页 2页 3页 4页 5页…

页表 页号 块号 0 1 2 3 4 5… …

内存 2 3 6 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10

n页

图 4-11 页表的作用

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4.4.2 地址变换(映射)机构

1 .基本的地址变换机构 基本任务：是利用页表把用户程序中的逻辑地址变换成内存中 的物理地址，用户程序中的页号 内存中的物理块号 实现方式：在系统中设置页表寄存器，用来存放页表的始址和 页表的长度。在进程未执行时，每个进程对应的页表的始址 和长度存放在进程的PCB中，当该进程被调度时，就将它们 装入页表寄存器。 在进行地址变换时，系统将页号与页表长度进行比较， 如果页号大于或等于页表寄存器中的页表长度，则访问越界， 产生越界中断。如未出现越界，则根据页表寄存器中的页表 始址和页号计算出该页在页表项中的位置，得到该页的物理 块号，将此物理块号装入物理地址寄存器中。与此同时，将 有效地址(逻辑地址)寄存器中页内地址直接装入物理地址 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 地址的变换。

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页表寄存器 页表长度 页表始址 相对地址(有效逻辑地址)

页号

页内地址

物理地址(绝对地址) 块号 块内地址

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基本的地址变换机构越界 中断 页表 寄存 器 页表 始址 + 页表 长度 > 逻辑 地址 L 页 号(3) 页 内地址

页号 0 1 2 3

块号 1

b 物理 地址 页表

图 4-12 分页系统的地址变换机构

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绝对地址=块号×块长+页内地址 页表寄存器 页表长度 页表始址 3 0 相对地址 2页号

452页内地址

OS物理地址 页号 0 1 2页表

块号 2 3 8

8

452

8644 1024*8+452=8644

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例：设块大小为32,利用下面的页表，将逻 辑地址140变换为物理地址 1)逻辑地址--有效地址 页号=INT[140/32]=4 页内地址=140 MOD 32=12 2)查页表得到块号为5 3)物理地址=5×32+12=172

页号 块号 0 6 1 7 4 5 5 10

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快表

页表可以存放在主存里，这样取一个数据或指令至 少要访问主存两次，第一次按页号读出页表中对应 的块号，第二次按计算出来的物理地址进行读/写， 这样降低了存取速度。 为了提高存取速度，通常都设置一个专用的高速缓 冲寄存器，用来存放页表的一部分。存放在高速存 储器中的页表称为快表，这种高速存储器称联想寄 存器(associative memory)。 它的存取时间是小于主存的，但造价高，一般都是 小容量的。

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当进程访问一页时，系统将页号与快表 中的所有项进行并行比较。若访问的页 在快表中，即可立即进行地址转换。 当被访问的页不在快表中时，就要将由 慢表找到的内存块号与虚页号填入快表 中，若快表已满，则置换其中访问位为0 的一项。

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具有快表的地址变换机构页表寄存器

越界中断逻辑地址

页表始址

页表长度

>

页号

页内地址

+页号 块号 页号 块号

0 1 2

2 4 5

输 入

寄 存 器

0 1 2 快表

2 4 5 块号 块内地址

页表(慢表)

物理地址

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例2:设有一页式存储管理系统，已知页面大小

为1024字节，试将逻辑地址1011转化为相应的物 理地址。页号 0 1 2 块号 2 3 1 1)逻辑地址--有效地 址 页号=INT[1011/1024] =0 页内地址=1011 MOD 1024=1011 2)查页表得到块号为2 3)物理地址= 2×1024+1011=3059

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4.5 分段存储管理(1)分段存储管理方式的引入1.便于编程 通常用户常常把自己的作业按照逻辑关系划分成若干个 段，每个段都有自己的名字，且都从零开始编址，这样，用 户程序再执行中可用段名和段内地址进行访问。例如： LOAD 1,[A] | <D> 这条指令的含义是将分段A中的D单元内 的值读入寄存器1。 2.信息共享 在实现程序和数据的共享时，常常以信息的逻辑单位为 基础，而分页系统中的每一页只是存放信息的物理单位，其 本身没有完整的意义，因而不便于实现信息的共享，而段却 是信息的逻辑单位，有利于信息的共享。

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3.信息保护 信息保护是对相对完整意义的逻辑单位(段)进行保护。 4.动态链接 通常一个源程序经过编译后所形成的若干个目标程序， 还需再经过链接，形成可执行代码后才能运行，这种在装入 时进行的链接称为静态链接。动态链接是指在作业运行之前， 并不把几个目标程序段都链接起来，而是先将主程序对应的 目标程序装入内存并启动运行，当运行过程中又需要调用某 段时，再将该段(目标程序)调入内存并链接起来。所以， 动态链接是以段为基础的。 5.动态增长 在实际系统中，往往有些数据段会不断地增长，而事先 却无法知道数据段会增长到多大，分段存储管理方式可以较 好地解决这个问题。

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(2)分段系统的基本原理1.分段 在分段存储管理方式中，作业的地址空间被划分为若干个 段，每个段是一组完整的逻辑信息，如有主程序段、子程序 段、数据段及堆栈段等，每个段都有自己的名字，都是从零 开始编址的一段连续的地址空间，各段长度是不等的。分段 系统的地址结构如下图所示: 31 段 号 (s) 16 15 段 内 地 址(w) 0

逻辑地址由段号(名)和段内地址两部分组成。在该地 址结构中，允许一个作业最多有64 K个段，每个段的最大长 度为64 KB。

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作业的分段结构0 主程序段 ... 调用[X]段入口E 调用[Y]段入口F 访问A[116] ... p 子程序段[X] 数组A 0 E: 116 n 子程序段[Y] 0 F: I m 0 工作区段

段号(S)

段内地址(W)

以段为单位进行主存分配，每一个段在主存中占有连 续的空间，但各个段之间可以离散的存放在主存不同区域 中。

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