分页管理教案

1、4.3 分页存储管理 可变分区存储管理的缺点 在可变分区存储管理系统中，要求一个作业必须全部装入内存某一连续区域内才能运行。 经过系统一段时间的运行，随着多个作业的装入与完成，内存中容易产生许多分散的、分区与分区之间的碎片（外碎片）。 对可变分区存储管理缺陷的补救措施 解决上述问题的方法是采用“紧凑技术”，但“紧凑技术”会占用较多的处理机时间，同时紧凑操作的时机也不易把握。1 引入分页存储管理技术 为此，考虑另一种解决方法，即打破一个作业必须一次性全部装入内存连续区域的限制。 把一个作业分配到几个不连续的区域内，不需要移动内存原有的数据，就可有效地解决碎片问题。这一思想的应用就是分页式存储管理

2、。 分页式存储管理是大型机操作系统中广泛采用的一种存储管理方案。24.3.1 分页原理1. 对主存地址空间进行划分 把主存空间分成大小相等、位置固定的若干小分区，每个分区称为一个“存储块”，简称“块(Block)，并依次编号为0，1，2，3,，m块。 每“块”的大小由不同的系统决定，一般为2的n次幂，如1KB，2KB，4KB等，但一般不超过4KB。2. 对逻辑地址空间进行划分 把用户的逻辑地址空间分成大小相等的若干“页(Page)，并依次编号为0，1，2，3，n页。33. 逻辑页和物理块间的关系及分配方法（1）逻辑页和物理块的对应关系 当作业提出存储分配请求时，系统首先根据存储块大小把作业分成

3、若干页，每一页可存储在内存的任意一个空白块内，即“作业的非连续分配”。（2）逻辑页和物理块对应的机构 利用“动态地址重定位技术”，建立程序的逻辑页和内存的存储块之间的对应关系，使原本连续的用户作业分散在不连续存储块中，使其能正常投入运行。44. 页面变换表和页面变换地址寄存器（1）页面变换表（Page Mapping Table - PMT） 在内存中，为每个作业开辟一块特定区域，建立一张作业的逻辑页与主存的存储块之间的对应表格关系。这种对应表称为“页面映象表”，简称页表。（2）页面变换地址寄存器（PMT Address Register） 每个作业都有一个页面变换表，通常各个作业的页面变换表

4、被存放在操作系统的一个工作区中，而由页面变换地址寄存器指出各个作业页面变换表的起始地址。54. 逻辑地址空间、PMT和物理地址空间的对应关系图01KB2KB3KB4KB5KB6KB7KB8KB9KB10KB01KB2KB作业101KB2KB3KB作业201KB作业3页号块号015608012274操作系统作业2(0页)作业2(1页)作业1(0页)作业1(1页)作业2(2页)作业3(0页)逻辑地址空间物理地址空间页面变换表64.3.2 地址变换机构（Address Translation）1.逻辑地址结构 逻辑地址由硬件分成两部分：页号P和页内地址W（页内偏移量）。 逻辑地址的划分是由系统自动进

5、行的，对用户是透明的。 页内地址的长度是由页大小决定的，逻辑地址中页内地址占用的低位部分，高位部分为页号。7 假定一个系统的逻辑地址为16位，页面大小为1KB，则逻辑地址的低10位（210=1KB），被解释成页内地址W，而高6位则为页号P，地址结构如下： 页号P(6位) 页内地址W(10位)1510082.动态地址变换机构（DAT：Dynamic AT） 现假设计算机系统中有如下指令： L R1, D2 ( X2, B2 ) 其中，X2、B2、D2 分别为第二操作数中使用的变址寄存器、 基址寄存器和位移量， R1 是第一操作数的通用寄存器。 其指令格式为： LR1X2B2D20 7 8 11

6、12 15 16 19 20 319 该指令的有效地址为 24 位。因此，逻辑地址空间最大可达 224=16 MB。 现在假设页面大小为 4 KB，逻辑地址空间最多有 4096 个页面，每个页面 4096 个字节。则 24 位的有效地址被划分为两部分，前 12 位为页号，后 12 位为页内地址。如下图所示： 0 7 8 19 20 31 10 动态地址变换机构自动地将所有地址划分为页号和页内地址两部分。 再利用PMT表将页号代之以块号，就得到了需要的物理存储地址。 假定：现有 作业2 第0页 上的一条取数指令 LR1，D2( X2， B2 )，CPU产生一个有效地址为： 0 7 8 19 20

7、 31 11下图为在动态地址变换机构下的地址重定位情况：有效地址LR1B2D2X2（2）0000 0000 0010（144）0000 1001 0010页号页内地址页号块号页面变换表（7）0000 0000 0111（144）0000 1001 0010(块6)(块8)(块7)144247012255123.高速页面变换寄存器（1）引入高速页面变换寄存器的原因 为了提高从作业地址空间到物理地址空间的变换速度，可采用硬件的高速寄存器来实现。 同时，因为任一时刻在处理机中只有一个作业在执行，所以只需要一组高速寄存器就可满足要求。13（2）高速页面变换寄存器的具体使用情况 假定页面大小为4KB，对

8、于一个100KB的作业来说，需要25个高速寄存器。 由于高速寄存器的硬件成本比较高，所以它适用于地址空间小的作业。 如果系统中的作业大小都在64KB以下，那么只需要16个寄存器就够了，每个寄存器的位数可根据主存的最大存储块号确定。14 在多道程序环境下，当处理机把控制转移到另一新作业时，应保存原作业的寄存器内容并重置相应新作业的寄存器内容(存储块号)。 154.联想寄存器（1）采用页面变换表和高速寄存器的不足 作业在执行过程中，每条指令的执行都必须进行地址变换。页面变换表的引入决定了：每条指令必须访问主存两次。第一次把页号变成物理块号，第二次根据物理块号实际存取所需的数据或指令。 这样做的结果

9、是，增加了指令执行的机器时间，降低了计算机的执行速度。16 如果采用高速寄存器，当用户作业地址空间较大时，又会需要大量的寄存器资源，导致硬件开销较大。（2）使用联想寄存器 为了加快地址映射的速度，又不增加过多的硬件开销，利用少量寄存器及其管理机构构成较小的寄存器，称为“联想寄存器或快表”。 17 快表中，存放当前正在运行的最常用、最近的作业的页号和块号。在进行逻辑页和物理块的映射时，现在快表中进行查找，如果能够进行映射则完成地址映射，如果不能完成，再从页面变换表中进行查询。 这样，就保证了最近一段时间内被访问的作业，可以不需要每次都进行新一轮的地址映射，大大节省了时间开销，也节省了硬件开销。

10、如后图所示。 18aPWbw逻辑地址联想存储器物理地址 页表21132快表查找 页表查找 页表中查找到的页号、块号更新快表 图：采用快表和页表相结合的分页地址变换过程示意图194.3.3 分页管理的存储保护 分页式存储管理中的存储信息保护可从两个方面实现。 （1）一个方面是在进行地址变换时，产生的页号应小于页表长度，否则视为越界访问，这类似于基址 - 限长存储保护。 （2）在页表中增加存取控制和存储保护的信息，对每一个存储块，可允许四种保护方式：20 禁止做任何操作； 只能执行； 只能读； 能读/写。 当要访问某页时，先判断该页的存取控制和存储保护信息是否允许。添加了存取控制信息的页表表项如下所示：页号块号存取控制信息2