第三章存储管理.ppt

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1、第三章存储管理,外存,本章要点,存储管理的任务 内存划分与分配技术 程序装入技术 简单存储管理技术 虚拟存储管理技术,3.1 存储管理的任务,存储分配,基本任务：管理内存空间的分配与回收(1)分配基本内存空间(2)增加新的内存空间 动态申请或释放内存空间(3)回收内存空间,用于内存管理的数据结构,如位示图、空闲页框表等。记载哪些内存被分配给了哪个进程，哪些内存空间是空闲的等信息。若系统采用虚拟存储管理技术，还需要登记进程的程序和数据中，哪些部分在内存，哪些部分尚在外存等信息。这些数据结构自身需要占用一定的内存空间，也需要系统花费额外的时间进行维护。,存储分配步骤,首先，根据系统的内存分配算法，

2、在空闲的内存分区中寻找到一块满足进程需要的内存空间，将其分配给进程。然后，更新进程的资源分配清单、内存分配情况清单等数据结构。,内存的回收,更新相应的数据结构，将回收的内存空间标识为“空闲可用”就行了。？该内存空间是否可以被回收？被其他进程共享？属于相应的进程？与相临的空闲空间进行合并,地址映射,逻辑地址，或相对地址：一般从0开始编址 物理地址，或绝对地址：标识内存中的每个存储单元。,？逻辑地址,高级语言或汇编语言使用符号地址：变量名或标号源程序经过编译、链接以后，其中的符号地址就会变成数字式的逻辑地址。编译/链接程序会自动计算每一个变量或标号所对应的逻辑地址是多少。,静态映射：静态重定位,地

3、址映射：程序装入内存以后，由操作系统将逻辑地址改为逻辑地址加上起始地址，得到实际的物理地址。重定位(Relocation)：对目标程序中的指令和数据地址进行修改的过程。静态映射实现简单。地址变换只在程序装入时一次完成，程序运行时不再改变。但不适合多道程序系统；不允许系统执行内存的碎片整理；无法实现虚拟存储,动态映射：动态重定位,操作系统将程序装入内存以后，并不立即把目标程序中的逻辑地址转换为物理地址，而是在处理机执行每一条指令时进行地址转换。复杂且费时。为了系统效率，处理机中设置了专门的高速硬件，自动完成地址转换，这样的硬件被称作地址管理部件，如图3.2所示。,存储保护,防止地址越界，防止操作

4、越权。地址越界：进程访问不属于自己的地址空间，或者说进程在运行时所产生的物理地址超越其自身的地址空间范围。可能侵犯其他用户进程空间，也可能侵犯操作系统的存储空间操作越权：进程对共享存储区的操作违反了系统规定的权限。,存储保护的实现,存储保护只能进程执行过程中动态地进行，不可能在运行前一次性静态完成。若采用动态映射动态计算物理地址，可能计算出错误地址；若采用静态映射，进程执行过程中也可能出错，从而导致地址越界或操作越权。为了提高系统效率，存储保护的主要工作必须由高速的专用硬件来完成：在地址管理部件中。,存储共享,为了进程通信和节约内存空间，两个或多个进程共用内存中相同的分区，即他们的物理空间有相

5、交的部分。可以共享进程的代码，也可以共享进程数据。一般地，进程之间共享代码的目的主要是为了节约存储空间，共享数据的目的主要是为了实现进程间相互通信。,共享数据,通过存储共享完成数据共享的过程：一个进程将数据写入共享存储区，另一个进程从共享存储区中读出数据。,共享代码,程序可重入：设计程序时，逻辑上将程序代码区和数据区分开。代码区不包含运行程序时需要改变的数据，被处理的数据都放在独立的数据区。这样，进程执行过程中就不会改变代码部分的任何内容。数据区是单独的一个段、堆栈式动态申请的分区，或通过参数传递。,共享代码,创建新进程时，不需要为该进程的代码部分另外申请内存空间，只需将该进程PCB中的进程代

6、码空间的地址指向已有的代码空间地址。进程的数据区，要么等到操作系统为其分配相应存储空间以后，将数据区地址填写在PCB中；要么由进程运行时向操作系统动态申请。,共享代码,可以将进程的代码视为处理数据的一组规则或公式，这一组规则或公式存储在内存中的某个分区。进程的执行：利用这一组规则或公式来完成数据的运算。多个进程共享代码：多个进程需要使用同一组规则或公式处理不同的数据。PCB：告诉进程其所需的规则或公式以及需要处理的数据存储在哪里，进程的进度等,共享代码,对于高级程序的设计而言，只要相应的编译程序支持可重入的程序设计，那么，设计程序时就不需要考虑程序的可重入问题，不需要将程序代码和数据严格分开。

7、编译程序在编译时，会自动将欲处理的数据与程序代码分开存储，以保证代码部分是纯的、可重入的。,存储扩充,内存：速度快、容量小、价格贵外存：容量大、速度慢、价格便宜目的：在多道程序系统中能运行更多、更大的程序，降低系统的造价，提高系统的性价比存储扩充：采用软件手段，在硬件的配合下，将部分外存空间虚拟为内存空间，并将内存和外存有机地结合起来，得到一个容量相当于外存、速度接近于内存、价格十分便宜的虚拟存储系统,存储扩充,虚拟存储系统在逻辑上对外是一个整体，用户感觉到系统提供了一个非常大的“内存”空间。操作系统负责完成内存与外存之间的透明切换：进程运行时将需要的数据或代码从外存装入内存，并将内存中暂时不

8、用的部分交换到外存。,3.2 内存划分与分配技术,内存划分,静态划分：划分预先进行，创建新进程时，在内存中找到一个合适的分区分配给它。动态划分：系统初始化时，可以将整个内存的用户区看作一个分区。创建新进程时，根据进程申请的空间大小，在这个分区中动态地为之划分一部分空间。,静态划分,必须事先进行，一旦划分完毕，分区的大小和数目将不再改变。可以划分：大小相同/不同的分区，如固定分区和分页。固定分区：根据系统管理员的经验和一些统计规律，事先将内存空间划分为若干个固定大小的分区，称为分区(Partitioning)。当进程申请存储空间时，系统为之分配一个大小合适的空闲分区。,静态划分,分页：特殊的静态

9、分区，需要事先将内存空间划分为若干个大小相同的分区，称为页框，或帧（frame）。当进程申请存储空间时，系统可以为之分配多个空闲页框。,图3.4 固定分区划分,固定分区：等长,固定分区：等长,所有分区的长度相同。优点：分配简单，只要进程大小不超过分区大小，就可以装到任何一个分区中运行。浪费存储空间。若进程申请的存储空间很小，却需要占用整个分区，分区内存在不可用的浪费空间，称为内零头（internal fragmentation）。无法运行超过分区大小的程序。无法精确确定分区的大小。,图3.4 固定分区划分,固定分区：异长,固定分区：异长,将内存空间划分为若干个长度不同的分区，以适合于不同大小的

10、进程需要既提高存储空间的利用率、减少浪费，又使长进程能装入运行。但是，确定每个分区的大小也是一件十分困难的事情。,固定分区,管理简单，只需要建立一张分区使用表，登记分区的使用情况。（等长分区只需要标明分区状态是已分配，还是空闲）,固定分区：分配,首先，检索分区使用表，从中找出一个尚未分配的、能满足大小且内零头最小的分区。若分区使用表中的分区按从小到大的顺序排列，则分配时，从表中的第一个表项开始查找，找到的第一个尚未分配并满足大小的分区即是最佳的分区。将分区使用表中该分区的状态修改为已分配。若找不到大小足够的分区，则系统将拒绝运行该进程，或采用其它技术进行处理，如覆盖技术等。,固定分区存在内零头

11、，浪费存储空间：异长分区较等长分区可以一定程度上提高系统的性能，但并不能彻底解决问题。,分页式划分(Paging),为了提高内存资源的利用率，可以考虑将分区长度缩小，减少内零头浪费的空间。但是，这样做必须有一个前提，即进程可以分配若干不连续的存储空间。否则，小分区可能使更多的进程无法装入内存。分页划分：系统预先将内存空间划分为若干较小的、固定大小的页框。,分页式划分(Paging),页框较小，有效地减少了内零头的浪费每个进程平均浪费0.5页框大小。页框大小固定，简化了存储分配。需要记录内存页框的分配和使用情况：位示图、空闲页框表或空闲页框链表等。,分页：数据结构,位示图是一个由0、1构成的向量

12、，其中每一位(bit)表示一个页框的使用状态。一般规定，0表示页框空闲，1表示页框已被分配。假定存储空间被划分为n个页框，所有页框依次编号为0,1,2,n-1，则记录所有页框的使用状态的位示图形如：0000011101111111111100011110011111,分页：数据结构,空闲页框表：以表格形式记载内存页框的使用情况。显然，为每一个空闲页框设置一个表项是不合理的，这将导致页框表太大。可以为一组连续的空闲页框设置一个表项，其中主要包括：首页框号和页框个数，如表3.2所示。,分页：数据结构,表3.2 空闲页框表,分页：数据结构,位示图和空闲页框表都需要占用专门的存储空间空闲页框链表：是将

13、内存中所有的空闲页框通过其内的链接指针连成一个链表，系统只需要记录链表头的位置。为进程分配存储空间时，从链表头开始取所需的页框，同时更新链表头。回收进程释放的存储空间时，将新产生的空闲页框链接到空闲页框链表中。,动态划分与分配算法,静态划分未考虑进程的实际需要。无论是固定分区，还是分页，都存在不同程度的内零头。动态划分：根据进程的实际需要，动态地划分内存空间，并分配给进程，彻底解决了内零头问题。系统初始化时，内存用户区就是一个大分区。随着进程的创建和撤消，内存被动态划分成若干较小的分区。,动态划分与分配算法,例如，如图3.6有一个128MB的内存，其中操作系统自身占用8MB，剩下的120MB空

14、间供用户进程使用。依次装入进程P1、P2、P3、P4、P5、P6，剩下一个10MB的空闲分区。一段时间之后，进程P1、P3、P5执行结束，释放出3个空闲分区。内存中共有4个空闲分区，,动态划分与分配算法,可见，动态分区的分区长度和数目都是可变的。为了实施存储分配，系统必须维护一张空闲分区表，登记内存中的各个空闲分区。,动态划分与分配算法,采用动态划分技术，为进程分配存储空间的过程较复杂。当系统中有多个满足进程大小的空闲分区时，如何为进程选择一个分区合适的分区呢？目前几种较典型的分区分配方案：,首次适应算法(FFA：First Fit Algorithm),基本思想：总是从内存的某一端（一般从低

15、地址端）开始查找，选择一个超过进程申请大小的空闲分区。为此，可以将空闲分区表中登记的空闲分区按照其起始地址由小到大的次序依次排列。系统查找空闲分区时，从表头开始查找，取第一个满足要求的分区分配给进程。,首次适应算法(FFA：First Fit Algorithm),若找到的空闲分区恰好与进程申请的存储空间大小相等，或分配给该进程以后，仅剩下一个非常小的空间（小于系统设置的阈值），则将该分区全部分配给申请进程。否则，系统将该分区划分为两个分区，一个分区的长度等于进程申请的空间大小，并将其分配给申请进程。然后，将另一个子分区链接到空闲分区链表中。,首次适应算法(FFA：First Fit Algo

16、rithm),优点：尽量使用低地址空间，因而在高地址的空间可能会保留较大的空闲分区。所以，大进程申请的存储空间大都能在高地址端得到满足。缺点：由于每次只简单地使用找到的第一个分区，结果可能导致将较大的空闲分区不断地分割为较小的空闲分区。,外零头：紧凑,动态划分技术解决了静态划分技术的内零头。可能产生很多较小的分区：外零头(External Fragment)。紧凑(Compaction)：把内存中的所有空闲分区拼接成一个较大的空闲分区。即把内存中的所有进程移到内存的某一端；所有空闲分区移到另一端例如，将如图3.7(a)所示的内存空间进行紧凑以后的效果见图3.8所示。,下次适应算法(NFA:Ne

17、xt-Fit Algorithm),首次适应算法每次都从低地址端开始查找空闲分区，总是频繁使用内存的某一端，某些大进程申请的大分区需要很长时间才能在内存的另一端找到。能否均衡使用整个内存空间，加快大分区的查找速度呢？下次适应算法能记住上次分配分区的位置，下一次实施分配时，从上一次的分配位置之后开始查找，选择一个大小足够的空闲分区。,下次适应算法(NFA:Next-Fit Algorithm),该算法常常会导致内存中缺乏大分区，因为它会均衡地利用空闲分区，包括分割较大的空闲分区。从而使得大进程无法装入内存运行。下次适应算法可能会导致大量的外零头，需要较频繁地实施紧凑操作。,最佳适应算法(BFA：

18、Best Fit Algorithm),总是选择满足申请要求且长度最小的空闲分区。为了提高查找效率，可以将所有的空闲分区按照长度由小大到的次序依次排列在空闲分区表中。为进程分配存储空间时，从表头开始查找，第一个满足进程申请存储空间大小的分区就是最适合的分区。,最佳适应算法(BFA：Best Fit Algorithm),优点：尽量不分割大的空闲分区缺点：可能会形成大量较小的、难以再分配的分区 大量的外零头。最佳适应算法并非是最好的算法。,最差适应算法(WFA：Worst Fit Algorithm),选择满足申请要求且长度最大的空闲分区，使分割出来的剩余空闲分区较大。为了提高系统效率，可将系统

19、中所有的空闲分区按照长度由大到小的次序依次排列在空闲分区表中。为进程分配存储空间时，从表头开始查找，选择第一个满足进程需要的分区。如果第一个空闲分区小于进程申请空间的大小，则不能立即为进程分配存储空间。,最差适应算法(WFA：Worst Fit Algorithm),优点：可以避免形成大量较小外零头，但它总是分割大的空闲分区。当遇到大进程申请大空间时，无法找到一个足够大的空闲分区。换句话说，在大进程面前，内存中所谓的较大空闲分区也是外零头了。,例如,当系统进行到如图3.6(c)所示的情形时，若有一个进程P7申请大小为16MB的存储空间。分别采用上述4种算法进行分配，如图所示，分析结果。,伙伴系

20、统(Buddy System),静态划分方案限制了系统中活跃进的数目。并且，只能运行不超过分区大小的进程，如果进程远远小于分区大小，则内存空间的利用率非常低。动态划分方案使存储管理复杂化，并且需要系统付出紧凑外零头的额外开销。伙伴系统：综合静态划分技术和动态划分技术的优点,伙伴系统内存的用户可用空间为2u。系统总是为进程分配大小为2i的一个空闲分区。其中miU，2m是系统允许的最小分区尺寸。如果进程申请的存储空间大小为k，且2 i-1 k 2i,则将整个2i大小的分区分配给它。否则，该分区被分割成大小相等（2i-1）的两个分区。再判断k是否满足条件：2i-2k2i-1,若满足条件，则将两个伙伴

21、中的任何一个分配给进程；否则，将其中一个伙伴又平均分成两个分区。此过程一直继续进行，直到产生的分区大于或等于k，将其分配进程。,伙伴系统的存储分配,进程申请大小为k的空间，系统为之分配一个2i的空闲分区，其中，2 i-1 k 2i若k 2u，即进程 内存空间，失败；若当前无尺寸为2i的空闲分区，则：(1)将i变为i+1，查找一个尺寸为2 i+1的空闲分区。若存在，转(2)执行;否则，继续执行(1)；等分2 i+1空闲分区:产生两个2i的伙伴分区；把其中一个2i的伙伴分区作为空闲分区；(4)另一个2i 空闲分区分配给进程，结束。,伙伴系统存储空间的回收,当进程执行完毕，释放一个尺寸为2i的分区时

22、，系统用下面的算法回收该分区：如果被回收分区的伙伴分区非空闲，那么保留该分区为一个独立的空闲分区，否则1 合并回收分区及其伙伴分区，从而得到一个尺寸为2 i+1的空闲分区；2 系统再次调用本算法回收上一步得到的尺寸为2 i+1 的空闲分区。,例如,有进程P1、P2、P3、P4、P5相继申请、释放空间。系统分配、回收（合并）伙伴分区的过程如图所示：,3.3 程序装入技术,可执行程序的生成步骤,可执行程序的装入,？如何装入待执行的程序及其所需的数据？何时将程序的逻辑地址转换为物理地址3种装入方式：绝对装入、重定位装入和运行时动态装入。,绝对装入,程序运行之前，按照程序的逻辑地址，将程序和数据装入内

23、存指定的地方。实现简单，无须进行逻辑地址到物理地址的变换。,绝对装入,缺点：程序每次必须装入同一内存区；程序员必须事先了解内存的使用情况，根据内存情况确定程序的逻辑地址；程序的修改（增加或删除指令）将引起整个程序中指令地址的变动；程序中的所有存储引用，例如函数调用或过程调用等，在装入之前都必须转换为物理地址，这不利于存储共享。,重定位装入,允许将程序装入与逻辑地址不同的物理内存空间。即程序可以装入到内存的任何位置，其逻辑地址与装入内存后的物理地址无直接关系。但是，必须进行地址映射，将逻辑地址转换为物理地址。静态重定位技术：地址映射在程序装入时进行，以后不再更改程序地址。,重定位装入,有利于程序

24、代码和数据的共享。因为装入程序时，可以将其中的某些存储引用的逻辑地址映射为内存中已有的共享区的物理地址。但是，静态重定位不允许程序在内存中移动。这不便于进程交换和紧凑拼接操作，也很难实现多道程序环境下，多个程序同时装入内存的要求。故，重定位装入方式只适合于单道程序环境。,运行时动态装入,指，程序的地址转换不是在装入时进行，而是在程序运行时动态进行。运行时动态装入需要硬件支持，即重定位寄存器，用于保存程序在内存中的起始地址。程序被执行时，通过重定位寄存器内的起始物理地址和指令或数据的逻辑地址计算其物理地址。运行时动态装入有利于多道程序环境下，进程的换进/换出及实现紧凑技术。,可执行程序的链接形成

25、,？目标模块如何链接成装入模块呢静态链接动态链接：装入时动态链接和运行时动态链接,静态链接,指，程序被装入内存之前，必须完全链接成一个装入模块，将其中的存储引用全部转换为相对地址跳转语句。并将多个目标模块链接成为一个模块，使装入模块中的每一条指令具有相对于整个模块的第一条语句的逻辑地址。静态链接生成的装入模块可以采用重定位装入或运行时动态装入方式。静态链接需要花费大量的处理机时间。而其中的很多模块将不会运行，浪费存储空间和处理机时间。,动态链接,指，不用事先链接所有目标模块形成一个完备的装入模块，而是生成一个含有未被链接的外部模块引用的装入模块，这些外部模块可以在装入时链接，或运行时链接。,装

26、入时动态链接,指，当系统装入含有未链接的外部模块引用的装入模块时，每当遇到一个外部模块引用，则查找相应的目标模块。将其装入内存，并将模块内的指令地址转换为相对于整个装入模块起始地址的相对地址。优点：有利于目标模块的更新与升级；有利于代码共享；有利于扩充软件的功能，可以将扩充部分作为动态链接模块。但是，可能链接一些不会执行的模块，浪费存储空间和处理机时间。,运行时动态链接,指，外部模块引用直至程序执行时才装入内存，并链接到装入模块中，进行地址转换。可以解决静态链接和装入时动态链接都面临的存储空间和处理机时间浪费问题，不需要执行的模块就不会装入内存。广泛用于事务处理系统，如航空售票系统、银行管理系

27、统等。操作系统自身的一些特殊处理例程，如错误处理例程，也无需事先全部装入内存。,3.4 简单存储管理技术,简单存储,相对于虚拟存储而言，指为了实现简单，执行之前，操作系统必须将待执行的程序全部装入内存。然而，现代操作系统大都支持虚拟存储功能，允许进程装入部分程序即可开始执行，其余部分保留在外存。当执行所需的部分不在内存时，中断进程执行，使之阻塞等待，直到相应部分装入内存。,？程序在内存中如何组织,连续存储:需要内存中的一块连续的、足够大的分区。如果内存中没有足够大的连续空闲分区，但存在总量足够的独立小分区，即外零头。系统要么拒绝分配空间，要么采用紧凑技术拼接外零头。,非连续存储：允许进程的程序

28、和数据分别装在内存的不同分区中。必须登记一个进程分到的所有分区的位置、大小、使用情况（如是否共享等）等信息。常用的非连续存储技术：分页存储技术、分段存储技术及其结合。,连续存储管理,最简单的存储管理技术要求系统配置专门的硬件实现快速地址转换和存储保护。处理机硬件 基址寄存器(Base register)界限寄存器(Bounds register),连续存储管理,基址寄存器：存放当前执行进程所在分区的物理存储单元的起始地址。界限寄存器：存放当前执行进程所在分区最后一个物理存储单元的地址，限定进程的执行范围，保护其他进程不被非法访问。基址寄存器和界限寄存器被多个进程共享，只有当前执行进程才使用它们

29、。,装入时，进程分区的基地址值和分区的最后一个物理存储单元的地址值，分别填入该进程PCB的相应字段中。当进程被调度执行时，将PCB中对应的进程基地址值写入基址寄存器中，并将进程获得的内存分区最大地址值，填入界限寄存器中。当进程被交换出/换入内存时，上述两个地址值也会发生改变。,地址映射与存储保护,逻辑地址转换成物理地址 取基址寄存器中的值，加上逻辑地址值，生成一个物理地址 地址越界检查 取界限寄存器中的值，与第一步计算的结果进行比较。如果生成的物理地址超出了界限范围，产生一个中断，报告地址越界。否则，继续该指令的执行。,简单分页存储管理,连续存储：存在外零头，浪费存储空间。“紧凑”需要系统额外

30、开销。非连续存储：允许将一个进程的程序和数据离散存储在多个独立的分区中，消除了外零头。,基本原理,分页存储管理技术是一种特殊的固定分区方法。系统事先将物理内存划分成许多尺寸相等的页框(Page Frame)，并将进程分割成许多大小相同的页面(Page)，页面与页框大小相同。,分区：进程的逻辑地址空间是连续的、一维的、线性地址，进程的每一条指令和数据的地址相对于第一条语句的地址而定。分页：进程被分割成许多页面。每个页面内的指令和数据是连续的，它们的地址相对于其所属页的第一条语句的地址，称为页内偏移量。逻辑地址被分为两部分：页号和页内偏移量,当一个进程被装入物理内存时，系统将为该进程的每个页面分配

31、一个独立的页框。同一个进程的多个页面不必存放在连续的多个页框中。,例如,假设内存能提供16个空闲页框，进程P1被分割成4个页面，装入内存中的0号至3号页框。进程P2被分割成3个页面，装入4号至6号页框。进程P3被装入7号至12号页框，如图3.15(a)所示。此时，进程P4请求分配5个页框大小的存储空间，但内存只有3个空闲页框。于是，将暂时不运行的P2交换出内存，如图3.15(b)所示。然后，再将P4装入4、5、6、13、14号页框，如图3.15(c)所示。,数据结构：页表,页表：系统为每个进程建立一张页面映射表。用于记载进程的各页面到物理内存中页框的映射信息。进程的每个页面依次对应页表中的一个

32、表项，其中包含相应页在内存中对应的物理页框号和页面存取控制权限等字段。,数据结构：页框表,空闲页框表：登记系统中剩下的空闲页框情况,地址变换,硬件机制，实现逻辑地址到物理地址的转换分页系统中的地址变换过程如下：（1）根据逻辑地址,计算出页号和页内偏移量；（2）用页号检索页表，查找指定页面对应的页框号；（3）根据页框号和页内偏移量，计算出物理地址。,页表寄存器,页表寄存器：实现快速地址映射，存储执行进程的页表起始地址。页表寄存器设置在处理机硬件中。当进程被创建时，其页表起始地址记载于进程PCB中。当进程被调度执行时，页表的起始地址将从该进程的PCB中取出，并填入页表寄存器中。进行地址变换时，处理

33、机从页表寄存器中查找页表的地址。,页框,大页表,大逻辑地址空间，页表非常大，需要占用相当大的内存空间。比如，32位逻辑地址空间，假设页面大小为4KB（212），则4GB（232）的逻辑地址空间将被划分成220个页面。,大页表,若采用一级页表，则其内将包含1兆（220）个页表项。若按字节寻址，一个页表项占4B，则一级页表需要占用4MB（222）内存空间。不可能将4MB的页表保存在一个连续区中。那么，如何处理大页表的存储与检索呢？,二级页表,将一个大页表全部保存在内存中。首先，将其分割，并离散地存储在内存的多个页框中。为之建立二级页表，记录被分割的各个页面存储在哪些页框中，也称为外层页表（Oute

34、r Page Table）。对于4GB的进程，若采用二级页表，则对应的二级页表结构如图：,多级页表,对于某些机器，二级页表也可能非常大。可以采用多级页表，对外层页表再进行分页，将各个页面离散地存储到不相邻接的物理页框中虽然，对大页表而言，多级页表方法消除了对较大的连续内存空间的需要，但并未解决大页表占用较大的内存空间的问题，建立多及页表反而会增加额外的存储空间。,大页表,最好的解决办法是采用虚拟存储技术，内存中仅装入页表的一部分。即只将当前需要的部分页表项装入内存，其余页表项驻留在磁盘上，需要时再将它们装入内存。若采用多级页表，对于正在运行的进程，必须将其外层页表调入内存，而内层页表只需调入几

35、页就可以了。,反置页表(Inverted Page Table),一般情况下，系统从进程的角度为每个进程建立一张页表，页表的表项按页号排序。这种方法可能导致一个大进程的页表太大，占据大量的内存空间。反置页表：从内存的角度建立页表，整个系统只有一张页表。页表的表项基于内存中的每一个物理页框设置，页表项按页框号的顺序排序。其中还必须包含页框对应的页号及其隶属进程的标识符等信息。,反置页表,通常，反置页表需要包含成千上万个表项，利用进程ID和页号检索其中某一个表项的速度很慢。可以根据进程ID和页号构建Hash表。Hash表的每一项指向反置页表中的某一项。但是，可能会出现多个逻辑地址被映射到一个Has

36、h表项的情况。需要通过链接指针将多个冲突的映射链接起来。一般，冲突的表项一般只有一项，或两项。,地址变换,首先，以进程ID和页号为参数，代入Hash函数进行计算。然后，根据计算结果，检索反置页表。若检索完整个反置页表都未找到与之匹配的表项，表明此页尚未装入内存。若系统支持虚拟存储技术，则产生请求调页中断。若系统不支持虚拟存储技术，则表示地址出错。当检索到反置页表中的对应表项时，将其中的页框号与逻辑地址中的偏移量相加，构成物理地址。,物理地址,偏移量,页框号,逻辑地址,偏移量,页号,Hash表,反置页表,图3.20 利用反置页表进行地址变换,快表,分页系统：处理机每次存取指令或数据至少需要访问两

37、次物理内存 第一次访问页表，第二次存取指令或数据为了提高地址变换速度，为进程页表设置一个专用的高速缓冲存储器，称为快表、TLB(Translation Lookaside Buffer)，或联想存储器（Associative Memory）,快表的工作原理,快表的工作原理类似于系统中的数据高速缓存(cache)，其中专门保存当前进程最近访问过的一组页表项。根据局部性原理，在一个很短的时间段内，程序的执行总是局部于某一个范围。即，进程最近访问过的页面在不久的将来还可能被访问。,分页系统地址转换,通过根据逻辑地址中的页号，查找快表中是否存在对应的页表项。若快表中存在该表项，称为命中（hit），取出

38、其中的页框号，加上页内偏移量，计算出物理地址。若快表中不存在该页表项，称为命中失败，则再查找页表，找到逻辑地址中指定页号对应的页框号。同时，更新快表，将该表项插入快表中。并计算物理地址,图3.21 具有快表的分页系统地址变换过程,内存,页框,TLB命中,命中失败,页面与页框大小,分页系统中，页面=页框。页框的大小由计算机的硬件逻辑定义。通常，页框的大小是2的幂次个字节，且常在512B（29）4KB（212）之间，典型的页框大小为1KB。将页框大小设置为2的幂次，可以简化处理机中地址变换硬件逻辑的设计与实现。,页面与页框大小,影响页面与页框大小的主要因素：页内零头、地址转换速度和页面交换效率。较

39、小的页面有利于减少内零头，从而有利于提高内存的利用率。然而，较小的页面也将导致页表过大，从而降低处理机访问页表时的命中率(Hit Rate)。块越大，内/外存之间的数据交换效率越高。因此，对于支持交换技术的系统，较大的页面有利于提高页面换进/换出内存的效率。,对分页存储管理的评价,彻底消除了外零头,仅存在很少的内零头,提高了内存利用率。分页操作由系统自动进行,一个页面不能实现某种逻辑功能。用户看到的逻辑地址是一维的，无法调试执行其中的某个子程序或子函数。采用分页技术不易于实现存储共享，也不便于程序的动态链接。,简单分段存储管理,基于模块化程序设计时，常常需要将一个大任务划分成若干相对独立的子任

40、务，对应于子任务编写子程序，称为段(Segment)。每个子程序可以独立地编辑、编译、链接和执行。各个子程序由实现的功能决定，长度各不相同。执行时，根据实际需要，将若干子程序链接成一个大程序。,基本原理,程序由若干逻辑段组成，每个段有自己的名字和长度。程序的逻辑地址是由段名（段号）和段内偏移量决定。每个段的逻辑地址从0开始编址,系统采用动态划分技术，将物理内存动态地划分成许多尺寸不相等的分区。当一个进程被装入物理内存时，系统将为该进程的每一段独立地分配一个分区。同一进程的多个段不必存放在连续的多个分区中。,分段系统的基本数据结构,段表:每个进程建立一个，用于描述进程的分段情况，记载进程的各个段

41、到物理内存中分区的映射情况。其中包含段号、段长、段基址以及对本段的存取控制权限等信息。空闲分区表:用于记载物理内存中的空闲分区情况,地址变换和存储保护,（1）根据逻辑地址中的段号检索进程段表，获得指定段对应的段表项；（2）判断是否地址越界。比较逻辑地址中的段内偏移量与段表项中的段长，若超过段的长度，则产生存储保护中断（该中断将由操作系统进行处理）；否则，转（3）；（3）把逻辑地址中的段内偏移量与段表表项中的段基址相加，从而得到物理地址。,段表寄存器,段表同样被保存在物理内存中。段表寄存器：实现快速地址变换，用来存放当前执行进程的段表在物理内存中的起始地址。当创建进程，将进程的程序和数据装入内存

42、时，系统为之建立段表，并将段表的起始地址填入进程的PCB中。当进程被调度执行时，取出其PCB中的段表首址，填入段表寄存器中。,图3.24 分段系统的地址变换过程,内存,段,段,分段系统的快表,在分段系统中，为了访问内存中的一条指令或数据，需要两次访问内存：第一次，访问内存中的段表，获得对应段的起始地址。根据段的起始地址和段内偏移量，计算出物理地址。第二次，根据物理地址，访问对应存储单元的指令或数据。为了提高处理机的效率，类似分页系统的快表，可以为分段系统增加一个快表，用于保存最近使用过的段表项。,对分段系统的评价,有效消除了内零头，提高了存储利用率。允许子程序独立编译和修改，而不需要重新编译或

43、链接其它相关子程序。容易实现存储共享。具有较高的安全保障。很容易满足程序段的动态增长需要。,分页与分段技术的比较,都采用非连续存储，由地址映射实现地址变换。不同主要表现在：（1）页是信息的物理单位，大小固定。段是信息的逻辑单位，各段的长度不固定。每一段都具有一定逻辑含义。（2）分页的地址空间是一维的，逻辑地址的划分由机器硬件实现，对用户透明。分段的地址空间是二维或多维的，程序员知道段名和段内偏移量。（3）分页活动源于系统管理物理内存的需要，在系统内部进行，由系统实施，用户看不见。分段活动源于用户进行模块化程序设计的需要，在系统外部进行，由用户实施，用户是知道的。,简单段页式存储管理,基本思想：

44、采用分段方法组织用户程序，采用分页方法分配和管理内存。即，用户程序可以用模块化思想进行设计，一个用户序由若干段构成。系统将内存划分成固定大小的页框，并将程序的每一段分割成若干页以后装入内存执行时。,逻辑地址,在段页式系统中，进程的每一段被进一步分割成页面，段内代码和数据地址不再连续。逻辑地址由3部分组成：段号、段内页号、页内偏移量，如图,数据结构,用于管理的数据结构：段表、页表，如图,段表寄存器,段表寄存器：加速地址变换，用于存放执行进程段表的起始地址。,地址变换,首先，从段表寄存器从获得进程段表的起始地址，根据该地址，查找进程的段表。然后，根据逻辑地址指定的段号检索段表，找到对应段的页表起始

45、地址。再根据逻辑地址中指定的页号检索该页表，找到对应页所在的页框号。最后，用页框号加上逻辑地址中指定的页内偏移量，形成物理地址。,图3.27 段页式系统的地址变换过程,内存,页框,页框,页框,快表,第一次，访问段表，从中获得该段的页表首址；第二次，访问页表，从中取出逻辑地址指定的页面所在的页框号，并将该页框号和页内偏移量相加，形成指令或数据的物理地址；第三次访问内存，根据前面计算的物理地址，取出对应存储单元的指令或数据。可以在地址变换机构中增设一个高速缓冲寄存器，其中保存最近使用过的页号及其所属的段号。,具有快表的地址转换,首先，利用段号和页号检索该高速缓冲寄存器。若找到匹配的表项，则可以从中

46、获得相应页面的页框号，加上页内偏移量，形成物理地址。若该高速缓冲寄存器中未包含对应表项，则需要访问段表及页表，计算出物理地址以后，从相应存储单元获取指令或数据。,对段页式存储管理方式的评价,综合了分段和分页技术的优点，既能有效地利用存储空间，又能方便用户进行程序设计。但是，实现段页式存储管理系统需要增加硬件成本，系统的复杂度和管理开销也大大增加。因此，段页式存储管理技术适合于大、中型计算机系统，不太适合小型、微型计算机系统。,3.5 虚拟存储管理技术,简单存储：要求将一个进程所需的程序和数据全部装入内存方可执行。这样的系统存在两个很严重的问题。其一，对于大进程，如果其所需内存空间超过了内存的最

47、大容量，则无法运行。其二，对于多道程序系统，由于每一个进程需要全部装入内存，使同时驻留内存的进程数量受到限制。虽然也可以通过提高内存容量来解决，但是代价太高。如果能将一部分价格较低的外存空间当作内存使用，从逻辑上扩充内存容量。那么，将获得更高的性价比。,虚拟存储技术的理论依据,程序执行的局部性原理：程序的执行总是呈现局部性。即，在一个较短的时间段内，程序的执行仅限于某个部分；相应的，它所访问的存储空间也局限于某个区域。因此，只要保证进程执行所需的部分程序和数据驻留在内存，一段时间内进程都能顺利执行。,实现虚拟存储的一般过程,进程运行之前，仅需要将一部分页面或段装入内存，便可启动运行，其余部分暂

48、时保留在磁盘上。进程运行时，如果它所需要访问的页面（段）已经装入内存，则可以继续执行下去；如果其所需要访问的页面（段）尚未装入内存，则发生缺页（段）中断，进程阻塞。此时，系统将启动请求调页（段）功能，将进程所需的页（段）装入内存。,实现虚拟存储的一般过程,如果当前内存已满，无法装入新的页（段），则还需要利用页（段）置换功能，将内存中暂时不用的页（段）交换到磁盘上，以腾出足够的内存空间。再将进程所需的页（段）装入内存，唤醒阻塞的进程，使之重新参与调度执行。,？什么是虚拟存储,通过系统提供的缺页/段中断功能和交换技术，动态装入进程的程序代码和数据，使得一个大的用户程序能在一个相对较小的内存空间中运

49、行，也使得有限的内存能同时容纳更多的进程。习惯上，人们把这种用户感觉上的、由实际内存和部分外存共同构成的存储空间称为虚拟存储器,虚拟存储技术的技术支持,首先，必须有相应的硬件支持，用以实现虚拟分页或虚拟分段存储管理。其次，操作系统必须提供相应的软件支持，管理页或段在内存和外存之间的移动。,虚拟存储的基本数据结构,由于虚拟存储系统中，进程的程序代码和数据只有一部分在内存，另一部分保存在外存。在页/段表项中增加一个“存在”字段，其值为0或1。增加一个“修改”字段，表明对应页/段自进入内存以来是否被修改过。只有被修改过的页/段才需要保存到外存，若需要将未修改过的页/段换出内存，只需要将新装入的页/段

50、直接覆盖其存储区域，而不必将其内容保存到外存。,虚拟存储的好处,第一，可以运行大程序，包括超过内存实际容量的大程序。第二，可以在有限的物理内存中运行更多的程序。多道程序系统的度不再受到物理内存空间的限制。,虚拟存储的典型问题抖动（thrashing）,当进程要求装入新的页面或程序段时，如果当前没有足够的空闲空间，需要交换一些页面或段到外存。如果被交换出去的页面或段很快将被进程使用，则又需要将其换入内存。如果系统花费大量的时间把程序和数据频繁地装入和移出内存而不是执行用户指令，那么，称系统出现了抖动。出现抖动现象时，系统显得非常繁忙，但是吞吐量很低，甚至产出为零。根本原因：选择的页面或段不恰当。