第四章存儲(chǔ)管理

操作系統(tǒng)原理第四章存儲(chǔ)管理1整理課件簡(jiǎn)介

操作系統(tǒng)中的存儲(chǔ)管理主要是指對(duì)主存的管理。

主存即內(nèi)存，是指處理機(jī)可以直接存取指令和數(shù)據(jù)的存儲(chǔ)器。主存是現(xiàn)代操作系統(tǒng)進(jìn)行操作的中心，是計(jì)算機(jī)系統(tǒng)中的一種重要資源。作為系統(tǒng)資源管理程序的操作系統(tǒng)，必須對(duì)主存施以有效、精心的管理。

多道程序設(shè)計(jì)技術(shù)出現(xiàn)后，對(duì)存儲(chǔ)管理提出了更高要求。一方面，要使主存得到充分、有效的利用；另一方面要為用戶(hù)提供方便的使用環(huán)境。2整理課件4.1存儲(chǔ)器管理的根本概念4.1.1存儲(chǔ)管理研究的課題計(jì)算機(jī)的存儲(chǔ)設(shè)備可以分為三個(gè)層次：高速昂貴而易變〔斷電后信息喪失〕的高速緩存和存放器，數(shù)量很少；速度快，價(jià)格高且易變的主存儲(chǔ)器(RAM)；速度較低，價(jià)格低廉，但不易變的輔存如軟、硬磁盤(pán)、光盤(pán)等。3整理課件4.1存儲(chǔ)器管理的根本概念目前關(guān)于存儲(chǔ)管理的主要研究課題歸納為四個(gè)方面存儲(chǔ)分配問(wèn)題：重點(diǎn)是研究存儲(chǔ)共享和各種分配算法；記住主存各個(gè)位置的狀態(tài)，哪些空間已分配，哪些空間設(shè)置相應(yīng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)記錄分配。按一定的策略為用戶(hù)作業(yè)分配內(nèi)存。實(shí)施分配，當(dāng)用戶(hù)作業(yè)申請(qǐng)時(shí)，按需分配，修改相應(yīng)的表格?；厥諆?nèi)存，作業(yè)完成，退出主存，修改相應(yīng)的分配表格。地址再定位問(wèn)題：研究各種地址變換機(jī)構(gòu)，以及靜態(tài)和動(dòng)態(tài)再定位方法。地址重定位、地址映射。4整理課件4.1存儲(chǔ)器管理的根本概念存儲(chǔ)保護(hù)問(wèn)題：研究保護(hù)各類(lèi)程序、數(shù)據(jù)區(qū)的方法。為多個(gè)程序共享內(nèi)存提供保障，使在內(nèi)存中的各道程序，只能訪(fǎng)問(wèn)它自己的區(qū)域，防止各道程序間相互干擾，特別是當(dāng)一道程序發(fā)生錯(cuò)誤時(shí)，不致于影響其他程序的運(yùn)行。通常由硬件完成保護(hù)功能，由軟件輔助實(shí)現(xiàn)。存儲(chǔ)擴(kuò)充問(wèn)題：主要研究虛擬存儲(chǔ)器問(wèn)題及其各種調(diào)度算法。一方面需要提高主存利用率，共享主存；另一方面為用戶(hù)提供一個(gè)遠(yuǎn)遠(yuǎn)大于主存的地址空間。5整理課件4.1存儲(chǔ)器管理的根本概念4.1.2地址再定位1.地址空間和存儲(chǔ)空間地址空間〔邏輯空間〕：一個(gè)目標(biāo)程序所限定的地址范圍，成為該作業(yè)的地址空間。是虛的概念。相對(duì)地址〔邏輯地址〕：地址空間的地址都是相對(duì)于起始地址0為基準(zhǔn)量的，稱(chēng)為相對(duì)地址。絕對(duì)地址〔物理地址〕：指存儲(chǔ)控制部件能識(shí)別存儲(chǔ)單元的號(hào)。存儲(chǔ)空間〔物理空間〕：所有內(nèi)存中實(shí)際的物理存儲(chǔ)單元的集合。存儲(chǔ)空間是一個(gè)“實(shí)〞的物體。6整理課件4.1存儲(chǔ)器管理的根本概念名空間符號(hào)指令數(shù)據(jù)說(shuō)明I/O說(shuō)明地址空間目標(biāo)程序（裝配模塊）存儲(chǔ)空間0x01MB74.1存儲(chǔ)器管理的根本概念2.地址的再定位

一個(gè)邏輯地址空間的程序裝入到物理地址空間的時(shí)候，由于兩個(gè)空間不一致，需要進(jìn)行地址變換，或稱(chēng)地址映射，即地址的再定位。地址再定位有靜態(tài)再定位和動(dòng)態(tài)再定位兩種。靜態(tài)再定位是在程序執(zhí)行之前進(jìn)行地址再定位。通常由裝配程序完成。8整理課件4.1存儲(chǔ)器管理的根本概念例現(xiàn)有一個(gè)作業(yè)A，它需要20K空間，兩次運(yùn)行分別被裝入主存中的不同地址。A作業(yè)的地址空間0K20K操作系統(tǒng)操作系統(tǒng)主存100K120KA作業(yè)的地址空間0K20K主存120K140K94.1存儲(chǔ)器管理的根本概念優(yōu)點(diǎn)：容易實(shí)現(xiàn)，無(wú)需硬件支持，只要求程序本身時(shí)可再定位的。缺點(diǎn)：程序經(jīng)地址再定位后就不能再移動(dòng)了，因而不能重新分配內(nèi)存，不利于內(nèi)存的有效利用；程序在存儲(chǔ)空間中只能連續(xù)分配，不能分布在內(nèi)存的不同區(qū)域；假設(shè)干用戶(hù)很難共享內(nèi)存中的同一程序，如假設(shè)共享同一程序，那么各用戶(hù)必須使用自己的副本。10整理課件4.1存儲(chǔ)器管理的根本概念動(dòng)態(tài)再定位是在程序執(zhí)行期間，在每次存儲(chǔ)訪(fǎng)問(wèn)之前進(jìn)行的。作業(yè)在存儲(chǔ)空間中的位置是裝入時(shí)確定的，但在運(yùn)行時(shí)允許“搬家〞和附加存儲(chǔ)空間。11整理課件4.1存儲(chǔ)器管理的根本概念優(yōu)點(diǎn)：在執(zhí)行過(guò)程中，用戶(hù)程序在內(nèi)存中可以移動(dòng)，這有利于內(nèi)存的充分利用；程序不必連續(xù)存放在內(nèi)存中，可以分散在內(nèi)存的假設(shè)干個(gè)不同區(qū)域，這只需增加幾對(duì)基址－限長(zhǎng)存放器，每對(duì)存放器對(duì)應(yīng)一個(gè)區(qū)域；假設(shè)干用戶(hù)可以共享同一程序。缺點(diǎn)：需要附加的硬件支持，實(shí)現(xiàn)存儲(chǔ)管理的軟件算法比較復(fù)雜。12整理課件4.1存儲(chǔ)器管理的根本概念4.1.3虛擬存儲(chǔ)器概念的引入虛擬存儲(chǔ)器的提出VirtualStore〔VS〕1.解決小內(nèi)存運(yùn)行大作業(yè)問(wèn)題連續(xù)區(qū)，分區(qū)的管理，分頁(yè)式管理中，如作業(yè)長(zhǎng)大于內(nèi)存的用戶(hù)區(qū)長(zhǎng)，將無(wú)法運(yùn)行該作業(yè)，因?yàn)樽鳂I(yè)一次全裝入主存。在多道環(huán)境下，要求內(nèi)存放入多個(gè)作業(yè)，問(wèn)題更為突出。2.用戶(hù)擴(kuò)大內(nèi)存的要求，以便有效地支持多道系統(tǒng)和大型程序的需要由于內(nèi)存硬件價(jià)格貴，因此利用VS，可以從邏輯上擴(kuò)充主存。13整理課件4.1存儲(chǔ)器管理的根本概念3.程序的訪(fǎng)問(wèn)局部性時(shí)間的局部性：剛剛訪(fǎng)問(wèn)的局部，可能馬上還要訪(fǎng)問(wèn)。例如程序中有大量的循環(huán)語(yǔ)句?？臻g的局部性：被訪(fǎng)問(wèn)局部的鄰近區(qū)域，可能馬上就要被訪(fǎng)問(wèn)〔程序的順序性〕。程序段的互斥性：不是每個(gè)程序段在執(zhí)行時(shí)同時(shí)都運(yùn)行到。14整理課件4.1存儲(chǔ)器管理的根本概念虛擬存儲(chǔ)器的定義讓用戶(hù)編程使用的地址范圍決定的虛存空間，遠(yuǎn)遠(yuǎn)大于實(shí)際的內(nèi)存空間。對(duì)用戶(hù)而言，它是一個(gè)比主存大得多的地址空間，可以按它來(lái)編程，而不必考慮主存的缺乏。對(duì)OS而言，是用各種表格機(jī)構(gòu)構(gòu)造的一個(gè)虛擬存儲(chǔ)器。15整理課件4.1存儲(chǔ)器管理的根本概念VS的根本實(shí)現(xiàn)原理利用表格為用戶(hù)構(gòu)造一個(gè)虛擬空間，作為實(shí)現(xiàn)VS的機(jī)構(gòu)。利用大容量的外存，存放進(jìn)入VS中的信息,是VS的硬件根底。主存作為VS中的程序和數(shù)據(jù)得以運(yùn)行的緩沖區(qū)。在內(nèi)、外存之間信息調(diào)度。硬件提供動(dòng)態(tài)地址轉(zhuǎn)換機(jī)構(gòu)。注VS的容量由虛擬地址結(jié)構(gòu)決定，也受外存容量的限制。16整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理4.2.1單一連續(xù)分配每個(gè)進(jìn)程所需的空間分配到主存一塊連續(xù)區(qū)。早期的單道成批處理或個(gè)人微機(jī)OS或?qū)Ｓ肙S多用。目的：解決成批作業(yè)自動(dòng)接續(xù)問(wèn)題，不提供共享主存功能。分配方法將主存分為二塊連續(xù)區(qū)：系統(tǒng)區(qū)——存放OS和用戶(hù)區(qū)— —存放用戶(hù)程序；系統(tǒng)設(shè)置一個(gè)界限存放器〔Fenceregister〕指出OS區(qū)和用戶(hù)區(qū)的界限，當(dāng)用戶(hù)程序地址小于邊界地址時(shí)，產(chǎn) 生越界中斷；由裝入程序每次裝入一個(gè)作業(yè)到用戶(hù)區(qū)，剩余的用戶(hù)區(qū)空間浪費(fèi)掉；采用靜態(tài)重定位。17整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理特點(diǎn)單道運(yùn)行，獨(dú)占資源，浪費(fèi)了內(nèi)存碎片，資源利用率低。簡(jiǎn)單，OS可以小到1KB〔一般幾十KB〕，不需復(fù)雜的硬、軟件支持。缺少靈活性，大作業(yè)不能在小內(nèi)存運(yùn)行。操作系統(tǒng)32KB作業(yè)64KB未用160KB分配給用戶(hù)作業(yè)的空間18整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理4.2.2分區(qū)分配分區(qū)分配是能滿(mǎn)足多道程序設(shè)計(jì)需要的一種最簡(jiǎn)單的存儲(chǔ)管理技術(shù)，分區(qū)管理法也稱(chēng)界地址存儲(chǔ)管理法。通常，按照分區(qū)的劃分方式，又可分為固定式分區(qū)、可變式分區(qū)、可再定位式分區(qū)和多重分區(qū)。1.固定式分區(qū)法思想：預(yù)先將主存用戶(hù)區(qū)劃成大小不等假設(shè)干分區(qū)；分區(qū)的個(gè)數(shù)和長(zhǎng)度保持固定，每個(gè)分區(qū)只裝入一個(gè)作業(yè)。分區(qū)的個(gè)數(shù)等于作業(yè)的道數(shù)。固定分區(qū)是實(shí)現(xiàn)多道程序設(shè)計(jì)最簡(jiǎn)單的一種技術(shù)。19整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理分區(qū)的分配和釋放作業(yè)都必須規(guī)定最大的存儲(chǔ)量；OS設(shè)立一張分區(qū)說(shuō)明表，指明塊號(hào)、位置、長(zhǎng)度和狀態(tài)；裝入一個(gè)作業(yè)時(shí)，由再定位裝入程序按作業(yè)的內(nèi)存需求量在表中找一個(gè)夠大的未分配分區(qū)，用靜態(tài)再定位方式裝入作業(yè)，修改狀態(tài)標(biāo)志；回收時(shí)，將分區(qū)狀態(tài)置0，即釋放。20整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理分區(qū)號(hào)容量位置狀態(tài)18KB312KB在使用232KB320KB在使用332KB352KB未用4120KB384KB未用5520KB504KB在使用操作系統(tǒng)312KB8KB32KB32KB120KB520KB0312KB320KB352KB384KB504KB21整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理存儲(chǔ)保護(hù)設(shè)立上界存放器和下界存放器分別存放當(dāng)前運(yùn)行作業(yè)的分區(qū)最小絕對(duì)地址和最大絕對(duì)地址；當(dāng)訪(fǎng)問(wèn)的地址小于上界或下界時(shí)產(chǎn)生越界中斷。優(yōu)點(diǎn)可以共享主存，提高主存利用率。程序一次性裝入主存。由于靜態(tài)再定位，程序不能移動(dòng)。22整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理缺點(diǎn)分區(qū)內(nèi)部碎片大，浪費(fèi)內(nèi)存。 例現(xiàn)有四個(gè)作業(yè)，其作業(yè)長(zhǎng)度分別為1K，9K，23K，33K，總計(jì)長(zhǎng)度為66K，為它們分配分區(qū)長(zhǎng)分別為4K，12K，28K，44K，共占88K，浪費(fèi)了22K。作業(yè)長(zhǎng)度大于分區(qū)最大長(zhǎng)度，無(wú)法分配。這種方式適于能掌握作業(yè)大小、數(shù)量的系統(tǒng)及中型機(jī)以上的OS，如IBMOS/MFT〔任務(wù)數(shù)固定的多道程序設(shè)計(jì)系統(tǒng)〕。23整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理2.可變式分區(qū)法

為了解決固定分區(qū)的內(nèi)部碎片問(wèn)題，在固定分區(qū)管理技術(shù)上設(shè)計(jì)了可變分區(qū)管理，適用于多道系統(tǒng)。可變式分區(qū)法也就是動(dòng)態(tài)劃分存儲(chǔ)器的分區(qū)方法，它是在作業(yè)裝入和處理過(guò)程中建立的分區(qū)，并且要使分區(qū)的容量能正好適應(yīng)作業(yè)大小。在作業(yè)進(jìn)入系統(tǒng)前，根據(jù)作業(yè)的大小來(lái)申請(qǐng)所需存儲(chǔ)容量，然后由系統(tǒng)實(shí)施分配。系統(tǒng)為了管理主存分區(qū)分配情況，需建立兩張表，分別登記已分配區(qū)和未分配區(qū)的分區(qū)容量、位置和狀態(tài)信息。24整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理可變分區(qū)的分配思想新作業(yè)裝入主存時(shí)，找一個(gè)足夠大的空閑區(qū)，按作業(yè)長(zhǎng)度劃分，剩余仍為一個(gè)小空閑區(qū)；釋放時(shí)，與相鄰的空閑區(qū)合并。OS作業(yè)1（8KB）作業(yè)2（32KB）作業(yè)4（24KB）作業(yè)3（120KB）作業(yè)5（128KB）作業(yè)6（256KB）0312KB320KB352KB376KB384KB504KB632KB888KB1024KBOS作業(yè)1（8KB）作業(yè)2（32KB）作業(yè)3（120KB）0312KB320KB352KB384KB504KB1024KBOS作業(yè)1（8KB）作業(yè)4（24KB）作業(yè)5（128KB）作業(yè)6（256KB）0312KB320KB352KB376KB504KB632KB888KB1024KB25整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理可變分區(qū)管理的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)線(xiàn)性表結(jié)構(gòu)OS設(shè)立二張表，已分配區(qū)表和空閑區(qū)表〔未分配區(qū)表〕。已分配區(qū)說(shuō)明表未分配區(qū)說(shuō)明表序號(hào)首址大小狀態(tài)序號(hào)首址大小狀態(tài)120K8K已分（1）156K30K可用（1）228K28K已分（1）228K28K空白（0）3142K100K空白（0）386K22K可用（1）4108K34K已分（1）4142K100K可用（1）…………………………………………可變式分區(qū)狀態(tài)表26整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理鏈表結(jié)構(gòu)：一種利用存儲(chǔ)分塊自身存放信息即分區(qū)附加數(shù)據(jù)集，并由鏈指針按照一定算法鏈接起來(lái)。FPBPFPBPFPBPFPBPFB空閑區(qū)鏈結(jié)構(gòu)狀態(tài)大小前向指針1N+2含有N個(gè)字的作業(yè)1N+2狀態(tài)大小后向指針已分配區(qū)狀態(tài)大小前向指針1M+2FP含有M個(gè)字的空閑區(qū)1M+2BP狀態(tài)大小后向指針空閑區(qū)274.2早期的存儲(chǔ)管理可變分區(qū)的管理——分配與回收分配的步驟按作業(yè)長(zhǎng)度找一個(gè)夠大的空閑區(qū)，劃出作業(yè)長(zhǎng)度，多余仍為空閑區(qū)；修改空閑區(qū)表，填寫(xiě)已分配區(qū)表。釋放的步驟查看已分配區(qū)表，根據(jù)釋放的地址、長(zhǎng)度，得對(duì)應(yīng)表項(xiàng)；該項(xiàng)狀態(tài)置0，空白項(xiàng)；將釋放區(qū)記入未分配表中空項(xiàng)，狀態(tài)置為可用空間；與相鄰區(qū)合并。28整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理合并鄰接空閑區(qū)有四種情況合并上鄰接區(qū)；合并下鄰接區(qū)；上下兩鄰接區(qū)均可合并；上下兩鄰接區(qū)均不可合并。作業(yè)B回收區(qū)P上鄰接區(qū)f1作業(yè)B上鄰接區(qū)f1下鄰接區(qū)f2回收區(qū)P回收區(qū)P回收區(qū)P作業(yè)A下鄰接區(qū)f2作業(yè)A29整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理可變分區(qū)的分配算法最先適應(yīng)法〔firstfit〕FF：找能滿(mǎn)足需求的第一個(gè)空閑區(qū)，即可分配，剩余局部仍留在空閑區(qū)表中?？砂芽臻e區(qū)表按地址大小由小到大排列。優(yōu)點(diǎn)釋放時(shí)，假設(shè)有相鄰區(qū)，易于合并；先分配低地址空間，保存高地址較大的的空間，以備大作業(yè)分配。30整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理最正確適應(yīng)法〔BFBestfit〕找能滿(mǎn)足作業(yè)需要的最小分區(qū)分配。將空閑區(qū)按長(zhǎng)度由小到大排列，即X1≤X2≤X3≤……≤Xn，其中Xi為第i分空閑區(qū)長(zhǎng)度。S為作業(yè)的需要量，那么從X1順序比，直到S≤Xi，從Xi中分配，假設(shè)Xn不能分，那么失敗。如Xi>S，剩余的插入適宜位置。31整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理優(yōu)點(diǎn)平均查到一半時(shí)，即可以找到最正確空閑區(qū)，假設(shè)有Xi=S，必被選中。保存與S相差大的空閑區(qū)，每次分相差小的空閑區(qū)。缺點(diǎn)碎片太小，無(wú)法利用；分配、回收查找費(fèi)時(shí)；合并不易，要對(duì)各空閑區(qū)計(jì)算最高地址，然后比較，找鄰接區(qū)，費(fèi)時(shí)。合并后，要插入適宜位置也費(fèi)時(shí)。32整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理最壞適應(yīng)法〔worstfit〕：每次總是選最大的空閑區(qū)分配。將空閑區(qū)按長(zhǎng)度由大到小排列：X1≥X2≥X3≥……≥Xn，假設(shè)X1≥S，從X1中分X1-S≠0，剩余的插入適宜位置，X1不夠大，失?。?yōu)點(diǎn)分配速度快，只比較X1長(zhǎng)度，即可確定分配；X1分配后，剩余仍較大，可滿(mǎn)足以后的需求。缺點(diǎn)各區(qū)都均等地減小，不能滿(mǎn)足大作業(yè)需要。33整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理操作系統(tǒng)作業(yè)A2n130K作業(yè)D1n214K作業(yè)C3N310K作業(yè)A1n470K（a）存儲(chǔ)器示意圖序號(hào)首址大小狀態(tài)1n2+13K1K12n310K13n130K14n470K15m160K06m220K0（c）分配后的最佳適應(yīng)算法空閑區(qū)表序號(hào)首址大小狀態(tài)1n4+13K57K12n130K13n214K14n310K15m160K06m220K0（d）分配后的最差適應(yīng)算法空閑區(qū)表序號(hào)首址大小狀態(tài)1n1+13K17K12n214K13n310K14n470K15m160K06m220K0（b）分配后的首次適應(yīng)算法空閑區(qū)表344.2早期的存儲(chǔ)管理3.可再定位式分區(qū)分配碎片：內(nèi)存中無(wú)法被利用的小的空閑分區(qū)?？稍俣ㄎ皇椒謪^(qū)分配即浮動(dòng)分區(qū)分配，是解決碎片問(wèn)題的簡(jiǎn)單而有效的方法。其根本思想是移動(dòng)所有被分配了的分區(qū)，使之稱(chēng)為一個(gè)連續(xù)區(qū)域，而留下一個(gè)較大的空白區(qū)。由于程序涉及到基址存放器、訪(fǎng)問(wèn)內(nèi)存指令、訪(fǎng)問(wèn)參數(shù)表或數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，所以一個(gè)作業(yè)移動(dòng)位置后，通常無(wú)法保證程序在新位置上能夠正確運(yùn)行，為此，應(yīng)解決程序的可再定位〔浮動(dòng)〕問(wèn)題。35整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理操作系統(tǒng)操作系統(tǒng)用戶(hù)程序A用戶(hù)程序A10K用戶(hù)程序B用戶(hù)程序B用戶(hù)程序C50K用戶(hù)程序D用戶(hù)程序C105K45K用戶(hù)程序（a）緊湊前（b）緊湊后緊湊內(nèi)存示意圖36整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理解決程序的可再定位〔浮動(dòng)〕問(wèn)題的方法：使用模塊裝入程序，將程序的裝配模塊重新裝入到指定位置，并從頭開(kāi)始執(zhí)行。缺點(diǎn)花費(fèi)較多的處理機(jī)時(shí)間；如果程序已經(jīng)執(zhí)行了一段時(shí)間，必須從頭開(kāi)始，否那么將引起混亂。動(dòng)態(tài)再定位技術(shù)。當(dāng)一個(gè)作業(yè)裝入與其地址空間不一致的存儲(chǔ)空間時(shí)，可在訪(fǎng)問(wèn)指令或數(shù)據(jù)時(shí)，通過(guò)再定位存放器〔或稱(chēng)浮動(dòng)存放器〕來(lái)自動(dòng)修改訪(fǎng)問(wèn)存儲(chǔ)器的地址。因此，一個(gè)作業(yè)再主存中移動(dòng)后，只需要改變?cè)俣ㄎ淮娣牌鞯膬?nèi)容即可。37整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理可再定位分區(qū)分配算法和固定式〔或可變式〕分區(qū)分配算法根本相同。問(wèn)題是何時(shí)進(jìn)行靠攏，一般有兩種時(shí)機(jī)的選擇當(dāng)某個(gè)分區(qū)內(nèi)的作業(yè)一完成，就立即靠攏。這樣的靠攏操作是比較頻繁的，由于實(shí)施程序的移動(dòng)要花費(fèi)較多的處理機(jī)時(shí)間，因此應(yīng)盡可能減少靠攏操作的次數(shù)；在為某一作業(yè)請(qǐng)求一個(gè)分區(qū)時(shí)，當(dāng)時(shí)內(nèi)存沒(méi)有足夠大的空白區(qū)，但各空白區(qū)之和可以滿(mǎn)足該作業(yè)存儲(chǔ)要求，此時(shí)須進(jìn)行靠攏操作。這樣的靠攏次數(shù)要少得多，從而可以節(jié)省處理機(jī)時(shí)間。38整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理分配算法流程圖請(qǐng)求分配一個(gè)大小為xKB的分區(qū)有大于xKB的空白區(qū)嗎？空白區(qū)的總和≥xKB執(zhí)行靠攏操作并修改狀態(tài)表此時(shí)無(wú)法分配返回一個(gè)分區(qū)號(hào)分配一個(gè)分區(qū)并修改狀態(tài)表NNYY39整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理4.多重分區(qū)分配通常一個(gè)作業(yè)由一些相對(duì)獨(dú)立的程序段和數(shù)據(jù)段組成，如主程序、子程序、數(shù)據(jù)組等。這些程序段中的每一個(gè)在邏輯上必須是連續(xù)的，但是相應(yīng)的各分區(qū)不要求是連續(xù)的。采用多重分區(qū)分配方案，作業(yè)可以在其執(zhí)行期間申請(qǐng)附加的分區(qū)。優(yōu)點(diǎn)：可使存儲(chǔ)空間的利用率提高。缺點(diǎn)：作業(yè)分段越多，分區(qū)越小，存儲(chǔ)器過(guò)碎，造成沒(méi)有較大的空白區(qū)；實(shí)現(xiàn)多重分區(qū)要求更多的硬件支持，管理也比較復(fù)雜。40整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理5.分區(qū)的保護(hù)措施存儲(chǔ)保護(hù)是為了防止一個(gè)作業(yè)有意或無(wú)意的破壞操作系統(tǒng)或其他作業(yè)。通常采用界限存放器或者存儲(chǔ)保護(hù)鍵兩種方法。界限存放器定位存放器和界限存放器：利用定位存放器的值〔=存儲(chǔ)空間首址減去地址空間首址的值)，和界限存放器的值進(jìn)行存儲(chǔ)訪(fǎng)問(wèn)檢查(界限存放器的值存放作業(yè)地址空 間的大小〕。上下限存放器。每次訪(fǎng)主存時(shí),其地址值與上限存放器值(物理地址的最高地址)和下限存放器值(最低物理地址)比較：假設(shè)大于上限或小于下限時(shí)那么中斷訪(fǎng)問(wèn)主存。41整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理下界寄存器60KB基址寄存器60KB限長(zhǎng)寄存器64KB上界寄存器124KB060KB作業(yè)2的分區(qū)124KB256KB060KB作業(yè)2的分區(qū)124KB256KB上下界存放器進(jìn)行存儲(chǔ)保護(hù)基址存放器進(jìn)行存儲(chǔ)保護(hù)424.2早期的存儲(chǔ)管理存儲(chǔ)保護(hù)鍵將主存靜態(tài)分成假設(shè)干塊，一般是等分為1k~2k大小分塊；每塊都指定一個(gè)單獨(dú)的保護(hù)鍵，保護(hù)鍵由保護(hù)字和保護(hù)方式組成：保護(hù)方式分為寫(xiě)保護(hù)、讀寫(xiě)保護(hù)兩種，而保護(hù)字由一組代碼組成；每個(gè)作業(yè)賦于一個(gè)不同代碼并存入該作業(yè)的程序狀態(tài)字中，訪(fǎng)問(wèn)主存時(shí)用此代碼(鑰匙)與保護(hù)鍵進(jìn)行匹配檢查；先進(jìn)行保護(hù)方式檢查，假設(shè)是寫(xiě)保護(hù)，那么對(duì)一切讀指令都不進(jìn)行匹配檢查允許訪(fǎng)問(wèn)主存，但對(duì)寫(xiě)指令必須進(jìn)行匹配檢查；假設(shè)是讀寫(xiě)保護(hù)，那么對(duì)任何指令都進(jìn)行匹配檢查。匹配檢查是用作業(yè)代碼鑰匙與主存的代碼鎖相比較，假設(shè)相同那么允許訪(fǎng)問(wèn)主存，否那么作為訪(fǎng)問(wèn)主存出錯(cuò)被中斷；一般系統(tǒng)都將操作系統(tǒng)的程序狀態(tài)字(PSW)鑰匙置為0，它具有萬(wàn)能鑰匙之成效——可訪(fǎng)問(wèn)任一主存塊。43整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理44整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理6.分區(qū)分配方案的評(píng)價(jià)優(yōu)點(diǎn)對(duì)多道程序設(shè)計(jì)，實(shí)現(xiàn)了存儲(chǔ)的共享，更有效地使用了處理機(jī)和I/O設(shè)備，從而使系統(tǒng)的吞吐量和作業(yè)周轉(zhuǎn)時(shí)間得到了相應(yīng)的改善；高了主存利用率，可變式分區(qū)高于固定式分區(qū)，可定位式分區(qū)更高；實(shí)現(xiàn)存儲(chǔ)保護(hù)的措施比較簡(jiǎn)單；多重分區(qū)分配方案能實(shí)現(xiàn)對(duì)子數(shù)據(jù)、程序段的共享。45整理課件4.2早期的存儲(chǔ)管理缺點(diǎn)：主存仍不能充分利用，存在嚴(yán)重碎片問(wèn)題(可重定位分區(qū)分配除外)；不能實(shí)現(xiàn)對(duì)主存的擴(kuò)充，作業(yè)大小受到主存可用空間的限制；和單一連續(xù)分配一樣，要求一個(gè)作業(yè)在執(zhí)行之間必須全部裝入內(nèi)存，因此在主存中可能包含從未使用過(guò)的信息。采用靠攏方法，雖然能解決碎片問(wèn)題，但有時(shí)需移動(dòng)大量信息，從而損失了處理機(jī)時(shí)間。除多重分區(qū)外，幾個(gè)共行作業(yè)之間不能共享存入主存的單一信息副本。46整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理可再定位〔即浮動(dòng)〕式分區(qū)分配技術(shù)，使用這種分配技術(shù)可以消除碎片，使一些零散的空白區(qū)集合成較大的連續(xù)的空白區(qū)，提高主存的利用率。但是，各作業(yè)分區(qū)的靠攏花費(fèi)了較多的處理機(jī)時(shí)間，并不可取。這是由于我們提出了每個(gè)作業(yè)占有的存儲(chǔ)空間必須是連續(xù)的。避開(kāi)這一要求，就引進(jìn)了分頁(yè)存儲(chǔ)管理技術(shù)。47整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理4.3.1分頁(yè)原理用戶(hù)作業(yè)地址空間起點(diǎn)與分區(qū)的物理位置無(wú)關(guān)，所以作業(yè)的地址空間通常從0開(kāi)始。分頁(yè)存儲(chǔ)管理就是從邏輯地址空間到物理地址空間的一種變換，即f：L→S，其中，L、S分別表示邏輯地址空間和物理地址空間。頁(yè)框〔物理塊〕：將主存按2n劃成位置固定，長(zhǎng)度相等的塊，稱(chēng)為頁(yè)框〔pageframe〕或物理頁(yè)。如1KB，PC機(jī)為4KB一頁(yè)。對(duì)頁(yè)框進(jìn)行統(tǒng)一編號(hào)0，1，2，……，n-1，稱(chēng)為塊號(hào)〔頁(yè)框號(hào)﹑頁(yè)架號(hào)﹑物理頁(yè)號(hào)﹑絕對(duì)頁(yè)號(hào)〕；頁(yè)框是分配內(nèi)存的根本單位。48整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理頁(yè)面(頁(yè))：作業(yè)的虛擬地址空間也按同樣長(zhǎng)度分成頁(yè)面(虛頁(yè)，虛擬頁(yè)面)，對(duì)其統(tǒng)一編號(hào)0，1，2…，m-1，稱(chēng)為頁(yè)面號(hào)(虛頁(yè)號(hào)﹑邏輯頁(yè)號(hào)﹑相對(duì)頁(yè)號(hào))。一個(gè)作業(yè)的邏輯地址空間的所有頁(yè)面是鄰接的，而變換到物理存儲(chǔ)空間的各塊可以不鄰接。邏輯地址空間和物理地址 空間的對(duì)應(yīng)關(guān)系由稱(chēng)為頁(yè) 面變換表的PMT指出，

PMT也簡(jiǎn)稱(chēng)為頁(yè)表。虛頁(yè)號(hào)頁(yè)框號(hào)0317218…………頁(yè)表（PAGETABLE）49整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理在分頁(yè)存儲(chǔ)管理方式中，系統(tǒng)以頁(yè)框?yàn)閱挝话阎鞔娣纸o進(jìn)程，并且每個(gè)進(jìn)程分給的各頁(yè)框不一定相鄰和連續(xù)。頁(yè)表的作用是實(shí)現(xiàn)從頁(yè)號(hào)到物理塊號(hào)的地址映射。每一個(gè)進(jìn)程對(duì)應(yīng)一張頁(yè)表，一個(gè)頁(yè)表表項(xiàng)的數(shù)目等于其所記錄的進(jìn)程邏輯地址空間的頁(yè)面數(shù)。CPU中設(shè)立一個(gè)頁(yè)表地址存放器。例作業(yè)A的地址空間為11KB，按4KB分頁(yè)，分為0，1，2頁(yè)。50整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理作業(yè)101KB2KB作業(yè)201KB2KB3KB作業(yè)301KB操作系統(tǒng)作業(yè)2（0頁(yè)）作業(yè)2（1頁(yè)）作業(yè)1（0頁(yè)）作業(yè)1（1頁(yè)）作業(yè)2（2頁(yè)）作業(yè)3（0頁(yè)）物理地址空間頁(yè)號(hào)塊號(hào)051601KB2KB3KB4KB5KB6KB7KB8KB9KB10KB02142708頁(yè)面變換表邏輯地址空間514.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理L1，2KB＋6001557100作業(yè)2的地址空間05181KB2KB2KB＋60L1，2KB＋6001557100存儲(chǔ)空間2KB3KB4KB5KB6KB7KB7KB＋608KB021427頁(yè)面變換表頁(yè)面變換表保證了作業(yè)的正確執(zhí)行524.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理4.3.2地址變換機(jī)構(gòu)1.動(dòng)態(tài)地址變換機(jī)構(gòu)DAT考察計(jì)算機(jī)系統(tǒng)指令LR1，D2〔X2，B2〕，其中，X2、B2、D2為第二操作數(shù)域使用的變址存放器、基址存放器和位移量，R1是第一操作數(shù)域的通用存放器。指令格式為圖LR1X2B2D20781112151619203153整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理指令的第二操作數(shù)的有效地址為E2＝〔X2〕＋〔B2〕＋D2，該指令的有效地址占24位。因此，邏輯地址空間最大可達(dá)224＝16MB。假定頁(yè)面大小為4KB，于是邏輯地址空間可達(dá)4096個(gè)頁(yè)面，每個(gè)頁(yè)面4096個(gè)字節(jié)。24位有效地址自然地被劃分為兩局部，前12位為頁(yè)號(hào)，后12位為頁(yè)內(nèi)地址。頁(yè)號(hào)頁(yè)內(nèi)地址07819203154整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理動(dòng)態(tài)地址變換機(jī)構(gòu)自動(dòng)地將所有地址劃分為頁(yè)號(hào)和頁(yè)內(nèi)地址兩局部。利用PMT表將頁(yè)號(hào)代之以塊號(hào)，得到要使用的物理存儲(chǔ)地址。LR1，D2（X2，B2）LR1X2B2D2（7）000000000111（144）000010010000有效地址（2）000000000000（144）000010010000頁(yè)號(hào)頁(yè)內(nèi)地址頁(yè)號(hào)塊號(hào)011427……255頁(yè)面變換表554.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理每個(gè)作業(yè)都有一個(gè)頁(yè)面變換表，通常各作業(yè)的頁(yè)面變換表放在操作系統(tǒng)的一個(gè)工作區(qū)中，由頁(yè)面變換地址存放器〔PMTAR〕指出作業(yè)的頁(yè)面變換表的起始地址。當(dāng)處理機(jī)執(zhí)行一個(gè)新作業(yè)或恢復(fù)一個(gè)舊作業(yè)時(shí)，只要修改PMTAR的內(nèi)容，使之指向要執(zhí)行作業(yè)的PMT起始地址即可。56整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理PMTAR34160長(zhǎng)度PMT起始地址0KB4KB8KB12KB0頁(yè)1頁(yè)2頁(yè)作業(yè)2的地址空間4字節(jié)247作業(yè)2（0頁(yè)）作業(yè)2（1頁(yè)）作業(yè)2（2頁(yè)）操作系統(tǒng)用04KB塊2塊4塊74160PMTAR、PMT、頁(yè)面和塊之間的關(guān)系57整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理2.高速頁(yè)面變換存放器為了實(shí)現(xiàn)從作業(yè)地址空間到物理地址空間變換，可采用硬件的高速存放器來(lái)實(shí)現(xiàn)。3.聯(lián)想存儲(chǔ)器頁(yè)面變換表存放在主存，由操作系統(tǒng)實(shí)施管理，在作業(yè)執(zhí)行時(shí)，每條指令的執(zhí)行都必須進(jìn)行地址變換。每條指令必須兩次訪(fǎng)問(wèn)存儲(chǔ)器：一次把頁(yè)號(hào)變成物理塊號(hào)，一次進(jìn)行實(shí)際存取所要的數(shù)據(jù)或指令，增加了指令執(zhí)行的機(jī)器時(shí)間，影響了計(jì)算機(jī)的速度。采用高速存放器方法，如果作業(yè)地址空間較大，所需存儲(chǔ)器較多，花費(fèi)較高。58整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理因此采用一種折衷方法來(lái)解決這一矛盾，即把高速存放器作為DAT的輔助機(jī)構(gòu)來(lái)實(shí)行地址變換。這些存放器連同管理它們的硬件構(gòu)成了一個(gè)容量較小的存儲(chǔ)器，稱(chēng)之為聯(lián)想存儲(chǔ)器，也稱(chēng)快表。在聯(lián)想存儲(chǔ)器中，存放正運(yùn)行作業(yè)當(dāng)前最常用的頁(yè)號(hào)和相應(yīng)塊號(hào)，具有并行查詢(xún)能力。59整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理有效地址PW頁(yè)號(hào)P塊號(hào)B…BW物理地址輸入存放器輸出存放器60整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理在采用聯(lián)想存儲(chǔ)器的系統(tǒng)中，通常采用“雙管齊下〞的方針，既按給出的頁(yè)號(hào)檢索聯(lián)想存儲(chǔ)器中的相應(yīng)塊號(hào)，同時(shí)按PMT表進(jìn)行查找塊號(hào)，同時(shí)進(jìn)行。如果在聯(lián)想存儲(chǔ)器中，檢索到所要塊號(hào)，立即停止PMT表的查找，利用聯(lián)想存儲(chǔ)器給出的塊號(hào)訪(fǎng)問(wèn)主存。如果聯(lián)想存儲(chǔ)器檢索不到需要的塊號(hào)，將PMT表查找到的頁(yè)號(hào)以及所對(duì)應(yīng)的塊號(hào)填入聯(lián)想存放器內(nèi)的空白單元中，如沒(méi)有空白單元，根據(jù)某種規(guī)那么淘汰一個(gè)單元內(nèi)容后填入。61整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理例設(shè)CPU訪(fǎng)問(wèn)內(nèi)存要200ns，訪(fǎng)問(wèn)快表一次要40ns，命中率為90%，求一次訪(fǎng)問(wèn)內(nèi)存的平均時(shí)間是多少？比慢表訪(fǎng)問(wèn)下降了多少？解訪(fǎng)問(wèn)內(nèi)存的平均時(shí)間為：〔40+200)*0.9+(200+200)*0.1=216+40=256〔ns〕不用快表，每取一指令或數(shù)據(jù)要用400ns，那么〔400-256〕/400=36%62整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理例CPU訪(fǎng)問(wèn)慢表為100ns，訪(fǎng)問(wèn)快表為20ns，希望把進(jìn)行一次訪(fǎng)問(wèn)內(nèi)存存取指令的或數(shù)據(jù)的時(shí)間控制在140ns，求此時(shí)快表的命中率。解設(shè)命中率為X，列方程：〔100+20〕*X+〔100+100〕*〔1-X〕=14080X=60X=75%所以，命中率至少要75%。63整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理4.3.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理算法為實(shí)現(xiàn)分頁(yè)儲(chǔ)存管理，在軟件方面應(yīng)建立如下表格，并由操作系統(tǒng)實(shí)施管理。作業(yè)表〔JT〕。整個(gè)系統(tǒng)一張表。每個(gè)作業(yè)在作業(yè)表中對(duì)應(yīng)一個(gè)表目，包括該作業(yè)的頁(yè)表地址、頁(yè)表長(zhǎng)度和狀態(tài)信息。當(dāng)作業(yè)調(diào)度程序調(diào)度到某個(gè)作業(yè)時(shí)，如果存儲(chǔ)要求可以得到滿(mǎn)足，就在此表上進(jìn)行登記。當(dāng)作業(yè)輪到處理時(shí)，就從此表把頁(yè)表始址和頁(yè)表長(zhǎng)度送到控制存放器中。64整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理存儲(chǔ)分塊表〔MBT〕。整個(gè)系統(tǒng)一張表。該表中每一表目對(duì)應(yīng)一個(gè)存儲(chǔ)塊，記錄了該塊的狀態(tài)：已分配或空閑。頁(yè)面變換表〔PMT〕。每個(gè)作業(yè)一張表。頁(yè)面變換表，用于該作業(yè)的地址變換，該作業(yè)有多少頁(yè)面就有多少表目，表目?jī)?nèi)記錄對(duì)應(yīng)的存儲(chǔ)塊號(hào)。65整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理作業(yè)表作業(yè)號(hào)頁(yè)表長(zhǎng)度PMT始址狀態(tài)123600已分配234160已分配313820已分配4－－空項(xiàng)塊號(hào)563600作業(yè)1的PMT塊號(hào)2474160作業(yè)2的PMT塊號(hào)83820作業(yè)3的PMT塊號(hào)狀態(tài)0OS1OS2作業(yè)23可用4作業(yè)25作業(yè)16作業(yè)17作業(yè)28作業(yè)39可用存儲(chǔ)分塊表MBT66整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理請(qǐng)求分配xKB的地址空間計(jì)算所需塊數(shù)NN＝[xKB/4KB]有N個(gè)可用的塊？本次無(wú)法分配在作業(yè)表中找空表目置頁(yè)表長(zhǎng)度＝N，狀態(tài)＝已分配分配該作業(yè)的PMT表，并在作業(yè)表中登記該P(yáng)MT的始址檢查內(nèi)存分塊表，分配N(xiāo)個(gè)可用存儲(chǔ)塊，在每塊的狀態(tài)欄內(nèi)填入作業(yè)序號(hào)，再將存儲(chǔ)塊號(hào)填入PMT表返回分頁(yè)存儲(chǔ)分配算法流程圖67整理課件4.3分頁(yè)存儲(chǔ)管理4.3.4分頁(yè)存儲(chǔ)管理方案的評(píng)價(jià)分頁(yè)存儲(chǔ)管理方案不必像浮動(dòng)分區(qū)法那樣執(zhí)行費(fèi)時(shí)的靠攏操作，消除了碎片，便于多道程序設(shè)計(jì)，提高了處理機(jī)和主存的利用率。缺點(diǎn)：采用動(dòng)態(tài)地址變換會(huì)增加計(jì)算機(jī)本錢(qián)和降低處理機(jī)的速度；各種表格要占用一定容量的主存空間，而且還要花費(fèi)一局部處理機(jī)時(shí)間用來(lái)建立和管理這些表格；碎片雖然消除，但每個(gè)作業(yè)的最后一頁(yè)一般不能充分利用。存儲(chǔ)擴(kuò)充問(wèn)題仍然沒(méi)有解決。68整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理4.4.1請(qǐng)求分頁(yè)原理根本原理將作業(yè)的地址空間按同等大小劃分成頁(yè)面〔虛頁(yè)〕，將主存空間劃分成同樣大小的頁(yè)框〔實(shí)頁(yè)〕；將頁(yè)面不是全部裝入主存，而是裝入一局部。作業(yè)運(yùn)行時(shí)，至少裝入一個(gè)頁(yè)面；每次訪(fǎng)問(wèn)的頁(yè)面如果不在主存中，就從輔存中調(diào)入主存。69整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)中，必須解決幾個(gè)問(wèn)題：1.如果一個(gè)作業(yè)不把它的整個(gè)地址空間同時(shí)全部裝入主存，那么該作業(yè)是否能開(kāi)始運(yùn)行并運(yùn)行一段時(shí)間？2.在作業(yè)運(yùn)行一段時(shí)間后，必然要訪(fǎng)問(wèn)到?jīng)]有裝入的頁(yè)面，也就是說(shuō)，要訪(fǎng)問(wèn)的虛頁(yè)不在實(shí)存。那么，這個(gè)問(wèn)題系統(tǒng)是怎樣發(fā)現(xiàn)的？3.如果系統(tǒng)已經(jīng)發(fā)現(xiàn)某虛頁(yè)不在實(shí)存，就應(yīng)將其裝入實(shí)存。問(wèn)題是從何處裝入，裝入到何處，如果實(shí)存空間已滿(mǎn)怎么辦？70整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理1.一個(gè)作業(yè)的地址空間不同時(shí)全部裝入主存時(shí)，這個(gè)作業(yè)可以開(kāi)始運(yùn)行不能運(yùn)行一段時(shí)間，因?yàn)樽鳂I(yè)在運(yùn)行期間的各個(gè)階段，多數(shù)作業(yè)只使用全部地址空間的一局部；程序的局部性：順序執(zhí)行的指令和線(xiàn)性結(jié)構(gòu)的數(shù)據(jù)〔如數(shù)組〕，它們通常被限定在某一連續(xù)區(qū)域。一旦某一位置被訪(fǎng)問(wèn)后，那么它附近的位置很快也會(huì)被訪(fǎng)問(wèn)。作業(yè)被調(diào)度投入運(yùn)行前，通常只裝入其虛頁(yè)0到實(shí)存，作業(yè)所需其它各頁(yè)，根據(jù)請(qǐng)求而被裝入，這就保證了一個(gè)作業(yè)在運(yùn)行前可以不必裝入該作業(yè)的全部地址空間。71整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理2.在PMT中增加一個(gè)狀態(tài)位，規(guī)定該位為0表示該頁(yè)已裝入主存，該位為1表示該頁(yè)不在主存，當(dāng)?shù)刂纷儞Q機(jī)構(gòu)檢測(cè)到虛頁(yè)的狀態(tài)位為1時(shí)，表示該頁(yè)不在主存，規(guī)定由硬件產(chǎn)生缺頁(yè)中斷，轉(zhuǎn)入中斷處理程序，雖然這不是用戶(hù)程序的錯(cuò)誤，但它是屬于程序中斷。72整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理作業(yè)101KB作業(yè)201KB2KB作業(yè)300塊1塊2塊L1，1KB＋αA1，2KB＋β3塊4塊5塊6塊7塊8塊006802009塊存儲(chǔ)空間塊號(hào)狀態(tài)506001KB2KB3KB4KB5KB6KB7KB8KB9KB204070803090－1－1頁(yè)面變換表地址空間L1，1KB＋αA1，2KB＋β0068020000615100作業(yè)401001041KB1KB＋α2KB2KB＋β3KB734.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理3.當(dāng)發(fā)現(xiàn)虛頁(yè)不在實(shí)存時(shí)，引起缺頁(yè)中斷，利用中斷處理程序完成該頁(yè)的裝入。中斷處理程序把所需頁(yè)面裝入實(shí)存后，修改PMT的狀態(tài)位，然后重新執(zhí)行該指令。將某一頁(yè)從實(shí)存移到輔存稱(chēng)為“出頁(yè)〞，從輔存調(diào)入實(shí)存稱(chēng)為“入頁(yè)〞，入頁(yè)和出頁(yè)的操作稱(chēng)為“分頁(yè)〞操作。在請(qǐng)求分頁(yè)系統(tǒng)中，從實(shí)存中剛剛移走某個(gè)頁(yè)面后，根據(jù)請(qǐng)求馬上又調(diào)入該頁(yè)，這種反復(fù)進(jìn)行入頁(yè)和出頁(yè)的現(xiàn)象稱(chēng)為“抖動(dòng)〞，也叫做系統(tǒng)顛簸。它浪費(fèi)了大量的處理機(jī)時(shí)間，所以應(yīng)盡可能防止“抖動(dòng)〞的發(fā)生。74整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理執(zhí)行一條指令形成有效地址計(jì)算頁(yè)號(hào)該頁(yè)在實(shí)存嗎？取數(shù)據(jù)完成該指令取下一條指令缺頁(yè)中斷入口有空閑的實(shí)頁(yè)嗎？取出保存的頁(yè)號(hào)找出磁盤(pán)地址入頁(yè)修改PMTMBT表重新執(zhí)行被中斷的指令出頁(yè)修改PMTMBTC=1?復(fù)制到輔存硬件軟件YYYNNN75整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理4.4.2頁(yè)面置換算法通常一個(gè)置換算法的效能與作業(yè)運(yùn)行過(guò)程中訪(fǎng)問(wèn)地址空間的變化規(guī)律密切相關(guān)，而這個(gè)規(guī)律難以預(yù)測(cè)。因此，人們對(duì)不同類(lèi)型的作業(yè)，從不同角度，提出了許多不同的置換算法。1.先進(jìn)先出算法〔First-inFirst-out，F(xiàn)IFO〕先進(jìn)先出算法的根本思想是：總是淘汰那些駐留在主存時(shí)間最長(zhǎng)的頁(yè)面，即先到主存的頁(yè)面先被淘汰。理由是：最早調(diào)入主存的頁(yè)面，其不再被訪(fǎng)問(wèn)的可能性最大，這種算法實(shí)現(xiàn)起來(lái)比較簡(jiǎn)單。該算法只是在按線(xiàn)性順序訪(fǎng)問(wèn)地址空間的情況下才是理想的，否那么效率不高。76整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理塊號(hào)頁(yè)號(hào)指針01246342∧56577142替換指針〔指向最老的頁(yè)〕塊號(hào)頁(yè)號(hào)指針0126∧342256577146替換指針〔指向最老的頁(yè)〕77整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理2.最近最久未用置換算法〔LRU〕根本思想：如果某一頁(yè)被訪(fǎng)問(wèn)了，那么它很可能馬上又被訪(fǎng)問(wèn)；反之，如果某一頁(yè)很久沒(méi)有被訪(fǎng)問(wèn)，那么最近也不再會(huì)被訪(fǎng)問(wèn)。這種思想來(lái)源于程序設(shè)計(jì)的局部化程度。實(shí)質(zhì)是，當(dāng)需要置換一頁(yè)時(shí)，選擇在最近一段時(shí)間最久未用的也予以淘汰。實(shí)現(xiàn)這種技術(shù)，是通過(guò)周期性地對(duì)“引用位〞進(jìn)行檢查，并利用它來(lái)記錄一頁(yè)面自上次被訪(fǎng)問(wèn)以來(lái)所經(jīng)歷的時(shí)間t，淘汰時(shí)選擇t最大的頁(yè)。最近最久未用置換算法簡(jiǎn)稱(chēng)LRU〔LeastRecentlyUsed〕算法，它能夠比較普遍地適用于各類(lèi)類(lèi)型的程序，但是實(shí)現(xiàn)起來(lái)比較困難。78整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理3.LRU近似算法需要在存儲(chǔ)分塊表MBT〔或頁(yè)表PMT〕中設(shè)一“引用位〞，當(dāng)存儲(chǔ)分塊表中的頁(yè)被訪(fǎng)問(wèn)時(shí)，該位由硬件自動(dòng)置“1〞，而由頁(yè)面管理軟件周期地〔設(shè)周期為T(mén)〕把所有應(yīng)用位置“0〞。這種算法比較簡(jiǎn)單，易于實(shí)現(xiàn)。缺點(diǎn)是：周期T的大小不易確定。另外，如果缺頁(yè)中斷剛好發(fā)生在系統(tǒng)對(duì)所有引用位重置“0〞之后，那么幾乎所有塊的引用位為“0〞，因此也有可能把常用的頁(yè)淘汰出去。79整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理入口替換指針前進(jìn)一步指向下一存儲(chǔ)塊其引用位＝0？選擇該頁(yè)淘汰返回置引用位＝0LRU近似算法的流程80整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理塊號(hào)頁(yè)號(hào)引用位指針0124034215650711替換指針塊號(hào)頁(yè)號(hào)引用位指針01240342056517116替換指針LRU近似算法例81整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理4.第二次時(shí)機(jī)頁(yè)面替換算法思想：為了防止FIFO可能會(huì)把經(jīng)常使用的頁(yè)替換出去的問(wèn)題，我們可以對(duì)它做一個(gè)簡(jiǎn)單的修改，對(duì)最老頁(yè)面的R位進(jìn)行檢查。如果R位是0,那么這個(gè)頁(yè)既老又沒(méi)用，應(yīng)該被立刻替換掉；如果是1,就去除這個(gè)位，把這個(gè)頁(yè)放到頁(yè)鏈表的尾端，修改它的裝入時(shí)間讓它就像剛裝入的一樣，然后繼續(xù)搜索。82整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理A0B3C7D8E12F14G15H18第一個(gè)裝入的頁(yè)最近裝入的頁(yè)〔a〕頁(yè)面按先進(jìn)先出的順序排列A0BC7D8E12F14G15H18A被像新裝入的頁(yè)面一樣對(duì)待〔b〕在時(shí)間20發(fā)生頁(yè)面故障并且A的R位已經(jīng)設(shè)置時(shí)的頁(yè)面鏈20第二次時(shí)機(jī)頁(yè)面替換算法83整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理5.時(shí)鐘頁(yè)面替換算法〔CLC算法〕把所有的頁(yè)面保存在一個(gè)類(lèi)似鐘表外表的環(huán)形鏈表中，有一個(gè)表針指向最老的頁(yè)面。在發(fā)生缺頁(yè)中斷時(shí)，該算法首先檢查表針指向的頁(yè)面，如果它的R位是0就淘汰掉這個(gè)頁(yè)， 并把新頁(yè)插入這個(gè)位置， 然后把表針前移一個(gè)位置； 如果R位是1就去除R位并把 表針前移一個(gè)位置，重復(fù)這 個(gè)過(guò)程直到找到一個(gè)R位為 0的頁(yè)為止。ABCDEFGHIJKL時(shí)鐘頁(yè)面替換算法84整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理4.4.3性能分析請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理方案消除了對(duì)主存實(shí)際容量的限制，能使更多的作業(yè)按多道同時(shí)執(zhí)行，從而提高了系統(tǒng)效率。由于頁(yè)面的調(diào)入、調(diào)出要增加I/O的負(fù)擔(dān)，而且影響系統(tǒng)的效率。早期的計(jì)算機(jī)系統(tǒng)中，為擴(kuò)充主存的容量，采用請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理方案實(shí)現(xiàn)虛擬存儲(chǔ)系統(tǒng)，盡管要增加系統(tǒng)開(kāi)銷(xiāo)，也是必要的。但是，在今天硬件本錢(qián)急劇下降，存儲(chǔ)技術(shù)不斷進(jìn)步的形勢(shì)下，是否仍采用請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理是一個(gè)值得討論的問(wèn)題。85整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理為盡可能地減少缺頁(yè)中斷的次數(shù)，應(yīng)從程序設(shè)計(jì)的質(zhì)量，頁(yè)面的大小，主存的容量以及頁(yè)面置換算法等幾方面考慮。程序設(shè)計(jì)的質(zhì)量主要指程序局部化程度。包括時(shí)間局部化和空間局部化。時(shí)間局部化是指一旦某個(gè)位置〔數(shù)據(jù)或指令〕被訪(fǎng)問(wèn)了，它常常很快又要再次被訪(fǎng)問(wèn)?？赏ㄟ^(guò)循環(huán)、經(jīng)常用到的變量和子程序等程序結(jié)構(gòu)來(lái)實(shí)現(xiàn)。空間局部化是指一旦某個(gè)位置被訪(fǎng)問(wèn)到，那么它附近的位置很快也要用到。可通過(guò)盡量采用順序的指令列、線(xiàn)性的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來(lái)實(shí)現(xiàn)。設(shè)計(jì)請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)系統(tǒng)，頁(yè)面大小也是重要參數(shù)。86整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理提供虛擬存儲(chǔ)系統(tǒng)之后，每個(gè)作業(yè)只要分到一塊主存空間就可以執(zhí)行了。從外表上看，這增加了可同時(shí)運(yùn)行的作業(yè)數(shù)，但實(shí)際上是低效的。一個(gè)作業(yè)的執(zhí)行所產(chǎn)生的缺頁(yè)中斷的次數(shù)是存放頁(yè)面的實(shí)際存儲(chǔ)容量的函數(shù)。當(dāng)主存容量增加時(shí)，缺頁(yè)中斷次數(shù)減少，到一定程度后，中斷減少次數(shù)不明顯。試驗(yàn)分析說(shuō)明：對(duì)所有程序來(lái)說(shuō)，要使其有效地工作，它在主存中的頁(yè)面數(shù)應(yīng)不低于它的總頁(yè)面數(shù)的一半。 P121圖4.26存儲(chǔ)容量與缺頁(yè)中斷次數(shù)的關(guān)系87整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理現(xiàn)在討論運(yùn)行的程序和頁(yè)面置換算法的關(guān)系。例設(shè)頁(yè)面走向?yàn)镻=4，3，2，1，4，3，5，4，3，2，1，5，主存容量M=3，置換算法采用FIFO。P行表示頁(yè)面走向，M行表示主存頁(yè)面號(hào)，標(biāo)“＋〞表示新調(diào)入頁(yè)面，加圓圈表示下一時(shí)刻被淘汰，F(xiàn)行表示是否引起缺頁(yè)中斷。缺頁(yè)次數(shù)F=9，缺頁(yè)率f=9/12=75%。時(shí)刻123456789101112P432143543215M4＋3＋2＋1＋4＋3＋5＋552＋1＋143214333522④③②①44④③55F＋＋＋＋＋＋＋＋＋88整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理例設(shè)頁(yè)面走向?yàn)镻=4，3，2，1，4，3，5，4，3，2，1，5，主存容量M=4，置換算法采用FIFO。P行表示頁(yè)面走向，M行表示主存頁(yè)面號(hào)，標(biāo)“＋〞表示新調(diào)入頁(yè)面，加圓圈表示下一時(shí)刻被淘汰，F(xiàn)行表示是否引起缺頁(yè)中斷。缺頁(yè)次數(shù)F=10，缺頁(yè)率f=10/12=83%。時(shí)刻123456789101112P432143543215M4＋3＋2＋1＋1＋15＋4＋3＋2＋1＋5＋43222154321433321543244④③②①⑤④3F＋＋＋＋＋＋＋＋＋＋89整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理例設(shè)頁(yè)面走向?yàn)镻=4，3，2，1，4，3，5，4，3，2，1，5，主存容量M=3，置換算法采用LRU。P行表示頁(yè)面走向，M行表示主存頁(yè)面號(hào)，標(biāo)“＋〞表示新調(diào)入頁(yè)面，加圓圈表示下一時(shí)刻被淘汰，F(xiàn)行表示是否引起缺頁(yè)中斷。缺頁(yè)次數(shù)F=10，缺頁(yè)率f=10/12=83%。時(shí)刻123456789101112P432143543215M4＋3＋2＋1＋4＋3＋5＋432＋1＋5＋43214354321④③②①43⑤④③2F＋＋＋＋＋＋＋＋＋＋90整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理例設(shè)頁(yè)面走向?yàn)镻=4，3，2，1，4，3，5，4，3，2，1，5，主存容量M=4，置換算法采用LRU。P行表示頁(yè)面走向，M行表示主存頁(yè)面號(hào)，標(biāo)“＋〞表示新調(diào)入頁(yè)面，加圓圈表示下一時(shí)刻被淘汰，F(xiàn)行表示是否引起缺頁(yè)中斷。缺頁(yè)次數(shù)F=8，缺頁(yè)率f=8/12=67%。時(shí)刻123456789101112P432143543215M4＋3＋2＋1＋435＋432＋1＋5＋43214354321432143543243②11①⑤④3F＋＋＋＋＋＋＋＋91整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理4.4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理方案的評(píng)價(jià)請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理保存了分頁(yè)存儲(chǔ)管理的全部?jī)?yōu)點(diǎn)，特別是它解決了消除碎片的問(wèn)題。優(yōu)點(diǎn)提供了大容量的多個(gè)虛擬存儲(chǔ)器，作業(yè)地址空間不再受實(shí)存容量的限制；更有效地利用了主存，一個(gè)作業(yè)的地址空間不必全部同時(shí)都裝入主存，只裝入其必要局部，其它局部根據(jù)請(qǐng)求裝入，或者根本就不裝入〔錯(cuò)誤處理程序等〕；更加有利于多道程序的設(shè)計(jì)，從而提高了系統(tǒng)效率。方便了用戶(hù)，特別是大作業(yè)用戶(hù)。92整理課件4.4請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理缺點(diǎn)：為處理缺頁(yè)中斷，增加了處理機(jī)時(shí)間的開(kāi)銷(xiāo)，即請(qǐng)求分頁(yè)系統(tǒng)是用時(shí)間的代價(jià)換取了空間的擴(kuò)大；可能因作業(yè)地址空間過(guò)大或多道程序道數(shù)過(guò)多以及其它原因而造成系統(tǒng)抖動(dòng)；為防止系統(tǒng)抖動(dòng)所采取的各種措施會(huì)增加系統(tǒng)的復(fù)雜性。93整理課件4.5分段存儲(chǔ)管理

對(duì)于模塊化程序和變化的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的處理，以及不同作業(yè)之間對(duì)某些公共子程序或數(shù)據(jù)塊的共享等問(wèn)題的解決，都存在著較大的困難。程序人員一般都希望把信息按內(nèi)容和邏輯關(guān)系分成段，每個(gè)段都有自己的名字，且可以根據(jù)名字來(lái)訪(fǎng)問(wèn)相應(yīng)的程序段或數(shù)據(jù)段。94整理課件4.5分段存儲(chǔ)管理4.5.1分段原理

[MAIN]=0L1，[A]|6ST，[B]|<C>[X]=3[A]=5[B]=6C:虛存空間0160034001000600160E04000123340E0346045100R03800660R/W1－SMT容量存取權(quán)限狀態(tài)始址OS[X][A][MAIN]實(shí)存空間34603800400095整理課件4.5分段存儲(chǔ)管理

在分段存儲(chǔ)管理系統(tǒng)中，可以用類(lèi)似于分頁(yè)管理用過(guò)的地址變換機(jī)構(gòu)，實(shí)現(xiàn)分段管理的地址變換。使用的是段變換表SMT，它把作業(yè)地址空間變換為物理存儲(chǔ)空間，作業(yè)地址空間的段與主存中的段大小相等。地址變換是在作業(yè)執(zhí)行過(guò)程中由硬件自動(dòng)完成的。96整理課件4.5分段存儲(chǔ)管理段號(hào)段內(nèi)地址SB請(qǐng)求訪(fǎng)問(wèn)S段中的B單元段S在實(shí)存嗎？B≤S段容量在訪(fǎng)問(wèn)權(quán)限之內(nèi)？置訪(fǎng)問(wèn)位為1。假設(shè)為寫(xiě)訪(fǎng)問(wèn)，那么置改變位為1求段的始址L，加上段內(nèi)地址B，便得實(shí)存地址A＝L＋B返回訪(fǎng)問(wèn)地址保護(hù)中斷越界中斷缺段中斷由處理機(jī)產(chǎn)生由分段管理機(jī)構(gòu)實(shí)現(xiàn)97整理課件4.5分段存儲(chǔ)管理4.5.2段變換表作業(yè)的地址空間被劃分成假設(shè)干段，每個(gè)段定義一個(gè)完整邏輯信息，從0開(kāi)始編址；分頁(yè)的作業(yè)是單一線(xiàn)性地址空間，分段作業(yè)的地址空間就是二維的，由“段名，段內(nèi)地址〞兩個(gè)部份組成；“頁(yè)〞是信息的物理單位；“段〞是信息的邏輯單位。從形狀來(lái)說(shuō)，頁(yè)面大小固定，段的長(zhǎng)度卻不定；98整理課件4.5分段存儲(chǔ)管理從透明度上看，頁(yè)面對(duì)于用戶(hù)是不可知的，它僅僅用于對(duì)主存的管理，分段那么對(duì)用戶(hù)是可見(jiàn)的，分段可在編程或編譯時(shí)即已確定和劃分；分頁(yè)管理實(shí)現(xiàn)單段式虛擬存儲(chǔ)系統(tǒng)，而分段存儲(chǔ)管理實(shí)現(xiàn)多段式虛擬存儲(chǔ)系統(tǒng)。指令和數(shù)據(jù)的單元地址均由兩局部構(gòu)成；一是表示段名的段號(hào)S，一是段內(nèi)位移量W，即段內(nèi)地址。段與段之間不再連續(xù)。段號(hào)S段內(nèi)地址W07815163199整理課件4.5分段存儲(chǔ)管理地址轉(zhuǎn)換過(guò)程由控制存放器找出正在運(yùn)行作業(yè)的段表首址；利用有效地址中段號(hào)2作為進(jìn)入段表的索引，得到該段在主存中的首址6K；根據(jù)段內(nèi)位移W與段長(zhǎng)比較結(jié)果，判斷是否有越界，假設(shè)有產(chǎn)生越界中斷；取段保護(hù)方式檢查指令是否符合存取方式,假設(shè)不符合產(chǎn)生保護(hù)中斷；將段內(nèi)位移量W=100與段首址6K相加得出主存的物理地址6244；按物理地址6244訪(fǎng)問(wèn)。100整理課件4.5分段存儲(chǔ)管理地址轉(zhuǎn)換過(guò)程如下圖：101整理課件4.5分段存儲(chǔ)管理4.5.3分段存儲(chǔ)管理方案的評(píng)價(jià)優(yōu)點(diǎn)消除了碎片。通過(guò)靠攏可移動(dòng)任何段的位置〔修改SMT表的起始地址〕，從而可將零散的空白區(qū)合并成一個(gè)較大的空白區(qū)，用于裝入某一較大的段；提供了大容量的虛存。允許動(dòng)態(tài)增加段的長(zhǎng)度，容易處理變化的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)便于動(dòng)態(tài)裝入和鏈接。當(dāng)兩個(gè)或兩個(gè)以上的作業(yè)要使用同一子程序時(shí)，在實(shí)存上就要有兩個(gè)或兩個(gè)以上的程序副本，造成浪費(fèi)。通過(guò)分段管理和動(dòng)態(tài)連接，可以做到幾個(gè)作業(yè)共享一個(gè)程序。便于實(shí)現(xiàn)存儲(chǔ)保護(hù)。102整理課件4.5分段存儲(chǔ)管理[MAIN1][DATA1][SQRT]作業(yè)1[MAIN2]

[DATA2][SQRT]作業(yè)20123作業(yè)1的SMT01234作業(yè)2的SMTOS[MAIN1][DATA1][SQRT][MAIN2][DATA2]實(shí)存兩個(gè)作業(yè)對(duì)SQRT的共享103整理課件4.5分段存儲(chǔ)管理缺點(diǎn)進(jìn)行地址變換和實(shí)現(xiàn)靠攏操作要花費(fèi)處理機(jī)時(shí)間，為管理各分段，要設(shè)立假設(shè)干表格，提供附加的存儲(chǔ)空間；在輔存上管理可變長(zhǎng)度的段比較困難；段的最大長(zhǎng)度受到實(shí)存容量的限制；會(huì)出現(xiàn)系統(tǒng)抖動(dòng)現(xiàn)象。104整理課件4.6段頁(yè)式存儲(chǔ)管理用分段方法來(lái)分配和管理虛存：用分頁(yè)方法來(lái)分配和管理實(shí)存。在段頁(yè)管理系統(tǒng)中，每一段不再占有連續(xù)的實(shí)存空間，而被劃分為假設(shè)干個(gè)頁(yè)面。段頁(yè)存儲(chǔ)管理實(shí)際上是對(duì)頁(yè)面進(jìn)行分配和管理的，因此有關(guān)段的靠攏、輔存管理以及段長(zhǎng)限制等問(wèn)題都得到很好的解決。而分段的優(yōu)點(diǎn)，如允許動(dòng)態(tài)擴(kuò)大段長(zhǎng)，分段的動(dòng)態(tài)鏈接，段的共享，段的保護(hù)措施等卻被保存下來(lái)。這一存儲(chǔ)管理技術(shù)在大、中型計(jì)算機(jī)中已獲得了廣泛的應(yīng)用。105整理課件4.6段頁(yè)式存儲(chǔ)管理4.6.1段頁(yè)式存儲(chǔ)管理的實(shí)現(xiàn)一、實(shí)現(xiàn)原理1.一個(gè)作業(yè)的地址空間被分成假設(shè)干段，每段又被分成假設(shè)干固定大小的頁(yè)面；2.段末局部未占滿(mǎn)一頁(yè)的也算一頁(yè)，如下圖，這就解決了外零頭問(wèn)題；106整理課件4.6段頁(yè)式存儲(chǔ)管理3.段頁(yè)式地址結(jié)構(gòu)是由段號(hào)S、頁(yè)號(hào)P、頁(yè)內(nèi)地址W三局部組成。這種地址結(jié)構(gòu)如以下圖所示；4.段號(hào)長(zhǎng)度ns,確定了作業(yè)的最大段數(shù)2ns；頁(yè)號(hào)P的占位數(shù)np確定了每個(gè)分段的最大頁(yè)數(shù)為2np，而段內(nèi)位移W的占位數(shù)nw確定了每頁(yè)的最大容量2nw；例IBM370系統(tǒng)中，最多有256段〔ns=8〕，每個(gè)分段最多16頁(yè)〔np=4〕,每頁(yè)最大4K〔nW=12〕。段號(hào)S頁(yè)號(hào)P頁(yè)內(nèi)地址W0781516192031107整理課件4.6段頁(yè)式存儲(chǔ)管理5.系統(tǒng)為每一個(gè)作業(yè)建立了一張段表，并為每個(gè)段建立了一張頁(yè)表，段表的地址局部指向相應(yīng)頁(yè)表的首址?？刂萍拇嫫鞫伪黹L(zhǎng)度段表地址段號(hào)狀態(tài)頁(yè)表長(zhǎng)度頁(yè)表地址00L011·21·30L3段表頁(yè)號(hào)狀態(tài)實(shí)存頁(yè)號(hào)00102030L000102030L3頁(yè)表…OS實(shí)存108整理課件4.6段頁(yè)式存儲(chǔ)管理二、段頁(yè)式的地址轉(zhuǎn)換過(guò)程1.由控制存放器中查出段表起始址；2.根據(jù)段表首址及虛地址中段號(hào)S查段表,并根據(jù)段描述符知相應(yīng)段信息；3.假設(shè)段不在主存產(chǎn)生缺段中斷；4.假設(shè)操作不符存取方式