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1、3.3 3.3 分页式存储管理分页式存储管理 在可变分区存储管理系统中，要求一个作业必须装入内存某一连续区域内。这样，经过一段时间的运行，随着多个作业的进入与完成，内存中容易产生许多分散的、比较小的外部碎片。解决这一问题的一个方法是采用紧凑技术，但紧凑技术比较花费处理机时间。为此，人们考虑另一种解决方法，即打破一个作业必须装入内存连续区域的限制，可把一个作业分配到几个不连续的区域内，从而不需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。分页式存储管理是在大型机操作系统中被广泛采用的一种存储管理方案。某作业申请某作业申请Xk内存内存有不小于有不小于Xk的内存区的内
2、存区分配分区并修改相应分配分区并修改相应链表指针链表指针返回分区号给作业返回分区号给作业空闲区和不小于空闲区和不小于Xk无法分配无法分配紧凑内存个空闲区并紧凑内存个空闲区并修改相应链表指针修改相应链表指针NNYY图图3.12 采用动态重定位的可变式分区分配算法采用动态重定位的可变式分区分配算法分页式存储管理的基本思想基本思想是: 把内存空间分成大小相等、位置固定的若干个小分区，每个小分区称为一个存储块，简称块，并依次编号为0，1，2，3,，n块，每个存储块的大小由不同的系统决定，一般为2的n次幂，如1KB，2 KB，4 KB等，一般不超过4 KB。而把用户的逻辑地址空间分成与存储块大小相等的若
3、干页，依次为0，1，2，3，m页。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若干页。每一页可存储在内存的任意一个空白块内。此时，只要建立起程序的逻辑页和内存的存储块之间的对应关系，借助动态地址重定位技术，原本连续的用户作业在分散的不连续存储块中，就能够正常投入运行。3.3.1 3.3.1 分页式存储管理中存储块的分配分页式存储管理中存储块的分配 与回收与回收 : : 位图法位图法 位图法是用存储单元中的二进制位与存储块相对应，某位的值为0，表示对应的存储块是空闲的，其值为1，表示已分配。把这些二进制位组合在一起，就构成一张位图。如图3.13（a）所示，假设内存中前16块的情形是
4、：0，1两块由操作系统占用，作业1占用2，8，12三块，作业2占用4，7，10，14四块，3，5，6，9，11，13，15是空闲块，图3.13（b）反映了此时系统采用位图法表示的存储块使用情况。操作系统操作系统操作系统操作系统作业作业1作业作业2作业作业2作业作业1作业作业2作业作业1作业作业2(a)块使用情况块使用情况1110100110101010(b)存储块使用情况的位图表示存储块使用情况的位图表示图图3.13 存储块的位图管理法存储块的位图管理法 链表法链表法 在分区存储管理中，使用链表方式来管理空闲分区的方法同样也适于页式存储管理，而且由于块的大小相同，在每个空闲块中只需包含有下一个
5、空闲块的指针信息即可。系统设定一个空闲块链表头指针指向链表的第一个空闲块。当用户申请内存时，根据链表头指针顺序分配即可；回收时，只需将该块插入表头就可以。3.3.2 3.3.2 分页式存储管理的地址重定位分页式存储管理的地址重定位 分页式存储管理中的地址重定位是非常重要的，要使不连续的、分散的用户程序能正常运行，须采用动态地址重定位。 通常可在内存中为每个作业开辟一块特定区域，建立起作业的逻辑页与存储块之间的对应表格关系，这种表常称为页面映象表，简称页表。对当前运行作业的页表由一个专用的控制寄存器页表始址寄存器来指定。 逻辑地址由硬件分成的两部分页号p和页内地址w是系统自动进行的，对用户是透明
6、的。页内地址的长度由页大小决定，逻辑地址中除去页内地址所占的低位部分外，其余高位部分为页号。假定一个系统的逻辑地址为16位，页大小为1KB，则逻辑地址的低10位（210=1 KB），被解释成页内地址w，而高6位则为页号p，地址结构如下：页号页号p(6位位)页内地址页内地址w(10位位)15100图3.14 逻辑地址结构 现在我们举例说明动态地址重定位的实现过程。 比如，现有一个系统，内存容量共256k，存储块的大小为1k，共有256块，编号为0255。第04块为操作系统所使用。现有2个用户作业，作业1和作业2，其逻辑地址空间分别占2k和2.5k，进入系统后，按块的大小划分分别占2页和3页（因内
7、存是以块为单位分配的），它们的分页情况如图3.15所示。0页页1页页0页页1页页2页页 块号块号操作系统操作系统05空闲空闲18作业作业1(0页页)作业作业2作业作业1页表页表作业作业2(0页页)作业作业2(1页页)06作业作业1(1页页)17空闲空闲2 10作业作业2(2页页) 作业作业2页表页表空闲空闲页号页号作业作业101KB2KB-101KB2KB2.5KB-104KB5KB6KB7KB8KB9KB10KB11KB12KB图图3.15 分页式存储管理示意图分页式存储管理示意图 在图3.14中的页表反映了作业1和作业2的各页在内存中相应的存储块号。假设作业2正在运行，在第0页某单元处有一
8、条指令MOV R1，2500，因每页长度为1k，所以由逻辑地址的低10位构成页内地址，2500为十进制数，转化为十六进制为09C4H（二进制为0000100111000100），取低十位为1C4H，为页内地址w；高6位为2，形成页号p，查页表知第2页在内存第10块，得到内存地址的块号b，逻辑地址的页内地址作为块内地址w，一起构成新的物理地址为29C4H单元，访问该单元，把其中的数据016817送入R1寄存器，具体实现过程如图3.16所示。0000100111000100Mov R1,2500016817a06172100168170010100111000100页表起始页表起始地址寄存器地址寄
9、存器页号页号页内地址页内地址块号块号块内地址块内地址页号块号页号块号内存内存p=2作业作业2256KB-110KB29C4H001KB2KB3KB-109C4H图图3.16 分页式存储管理地址重定位实现过程分页式存储管理地址重定位实现过程3.3.3 3.3.3 联想存储器联想存储器为了提高查表的速度，人们在分页地址变换机构中，加入一组高速缓冲存储器，用来存放当前作业的最常用的页号和与之相应的物理块号。一般称这样的寄存器组为快表或联想存储器。 采用联想存储器和内存中页表相结合的分页地址变换过程如图3.17所示。 应用联想存储器和页表相结合的方式，可有效地提高系统动态地址转换的速度，是一种行之有效
10、的方法。apw页号页号块号块号pB页号页号块号块号pbbw逻辑地址逻辑地址联想存储器联想存储器物理地址物理地址页表起始地址寄存器页表起始地址寄存器 页表页表21132注注:利用快表查找利用快表查找;利用页表查找利用页表查找;利用页表中查找到的页号、块号更新快表利用页表中查找到的页号、块号更新快表 图图3.17 采用快表和页表相结合的分页地址变换过程示意图采用快表和页表相结合的分页地址变换过程示意图3.3.4 3.3.4 存储保护存储保护 分页式存储管理中的存储信息保护可从两个方面实现，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；另一方面，可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：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：页号页号块号块号存取控制信息存取控制信息图图3.18 添加了存取控制信息的页表表项添加了存取控制信息的页表表项
