分管理教案专业知识讲座市公开课获奖课件

1、4.3 分页存储管理 可变分区存储管理缺点 在可变分区存储管理系统中，要求一个作业必须所有装入内存某一连续区域内才干运营。 通过系统一段时间运营，伴随多个作业装入与完毕，内存中容易产生许多分散、分区与分区之间碎片（外碎片）。 对可变分区存储管理缺点补救办法 处理上述问题办法是采用“紧凑技术”，但“紧凑技术”会占用较多处理机时间，同时紧凑操作时机也不易把握。第1页第1页 引入分页存储管理技术 为此，考虑另一个处理办法，即打破一个作业必须一次性所有装入内存连续区域限制。 把一个作业分派到几种不连续区域内，不需要移动内存原有数据，就可有效地处理碎片问题。这一思想应用就是分页式存储管理。 分页式存储管

2、理是大型机操作系统中广泛采用一个存储管理方案。第2页第2页4.3.1 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、位置固定若干小分区，每个分区称为一个“存放块”，简称“块(Block)，并依次编号为0，1，2，3,，m块。 每“块”大小由不同系统决定，普通为2n次幂，如1KB，2KB，4KB等，但普通不超出4KB。2. 对逻辑地址空间进行划分 把用户逻辑地址空间分成大小相等若干“页(Page)，并依次编号为0，1，2，3，n页。第3页第3页3. 逻辑页和物理块间关系及分派办法（1）逻辑页和物理块相应关系 当作业提出存储分派请求时，系统首先依据存储块大小把作业分成若干页，每一页

3、可存储在内存任意一个空白块内，即“作业非连续分派”。（2）逻辑页和物理块相应机构 利用“动态地址重定位技术”，建立程序逻辑页和内存存储块之间相应关系，使原本连续用户作业分散在不连续存储块中，使其能正常投入运营。第4页第4页4. 页面变换表和页面变换地址存储器（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，建立一张作业逻辑页与主存存储块之间相应表格关系。这种相应表称为“页面映象表”，简称页表。（2）页面变换地址存储器（PMT Address Register） 每个作业都有一个页面变换表，通常各个作业页面变换表被存储在操作系统一个工作区

4、中，而由页面变换地址存储器指出各个作业页面变换表起始地址。第5页第5页4. 逻辑地址空间、PMT和物理地址空间相应关系图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第6页第6页4.3.2 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）。 逻辑地址划分是由系统自动进行，对用户是透

5、明。 页内地址长度是由页大小决定，逻辑地址中页内地址占用低位部分，高位部分为页号。第7页第7页 假定一个系统逻辑地址为16位，页面大小为1KB，则逻辑地址低10位（210=1KB），被解释成页内地址W，而高6位则为页号P，地址结构下列： 页号P(6位) 页内地址W(10位)15100第8页第8页2.动态地址变换机构（DAT：Dynamic AT） 现假设计算机系统中有下列指令： L R1, D2 ( X2, B2 ) 其中，X2、B2、D2 分别为第二操作数中使用变址存储器、 基址存储器和位移量， R1 是第一操作数通用存储器。 其指令格式为： LR1X2B2D20 7 8 11 12 15

6、16 19 20 31第9页第9页 该指令有效地址为 24 位。所以，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。以下图所表示： 页 号 页内地址 0 7 8 19 20 31 第10页第10页 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，就得到了需要物理存储地址。 假定：既有 作业2 第0页 上一条取数指令 LR1，D2( X2， B2 )，CPU产生一个有效地址为：

7、000000000010( 2 )000010010000( 144 )0 7 8 19 20 31 第11页第11页下图为在动态地址变换机构下地址重定位情况：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)144247012255第12页第12页3.高速页面变换存储器（1）引入高速页面变换存储器原因 为了提升从作业地址空间到物理地址空间变换速度，可采用硬件高速存储器来实现。 同时，由于任一时刻在处理机中只有一个作业在执

8、行，因此只需要一组高速存储器就可满足要求。第13页第13页（2）高速页面变换存储器详细使用情况 假定页面大小为4KB，对于一个100KB作业来说，需要25个高速存储器。 由于高速存储器硬件成本比较高，因此它适合用于地址空间小作业。 假如系统中作业大小都在64KB下列，那么只需要16个存储器就够了，每个存储器位数可依据主存最大存储块号拟定。第14页第14页 在多道程序环境下，当处理机把控制转移到另一新作业时，应保留原作业存储器内容并重置相应新作业存储器内容(存储块号)。 第15页第15页4.联想存储器（1）采用页面变换表和高速存储器不足 作业在执行过程中，每条指令执行都必须进行地址变换。页面变换

9、表引入决定了：每条指令必须访问主存两次。第一次把页号变成物理块号，第二次依据物理块号实际存取所需数据或指令。 这样做结果是，增长了指令执行机器时间，减少了计算机执行速度。第16页第16页 假如采用高速存储器，当用户作业地址空间较大时，又会需要大量存储器资源，造成硬件开销较大。（2）使用联想存储器 为了加快地址映射速度，又不增长过多硬件开销，利用少许存储器及其管理机构构成较小存储器，称为“联想存储器或快表”。 第17页第17页 快表中，存储当前正在运营最惯用、最近作业页号和块号。在进行逻辑页和物理块映射时，现在快表中进行查找，假如能够进行映射则完毕地址映射，假如不能完毕，再从页面变换表中进行查询

10、。 这样，就确保了最近一段时间内被访问作业，能够不需要每次都进行新一轮地址映射，大大节约了时间开销，也节约了硬件开销。 如后图所表示。 第18页第18页aPW页号块号PB页号块号Pbbw逻辑地址联想存储器物理地址 页表21132快表查找 页表查找 页表中查找到页号、块号更新快表 图：采用快表和页表相结合分页地址变换过程示意图第19页第19页4.3.3 分页管理存储保护 分页式存储管理中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，产生页号应小于页表长度，不然视为越界访问，这类似于基址 - 限长存储保护。 （2）在页表中增长存取控制和存储保护信息，对每一个存储块，可允许四种保护方式：第20页第20页 严禁做任何操作； 只能执行； 只能读； 能读/写。 当要访问某页时，先判断该页存取控制和存储保护信息是否允许。添加了存取控制信息页表表项下列所表示：页号块号存取控制信息第21