【文章內容簡介】 2．地址結構例如：假定頁面大小 1024字節(jié)，虛地址共占用 2個字節(jié)(16位 ) 頁號 頁內地址（位移量） P W 15 10 9 0為了能在內存中找到每個頁面所對應的物理塊，系統(tǒng)為每個進程建立了一張 頁面映像表 ，即頁表。在進程地址空間內的 所有頁 (0n),依次在頁表中 有一頁表項 ，其中記錄了相應頁在內存中 對應的物理塊號 。進程在執(zhí)行時，通過查找該表，即可找到每頁在內存中的物理塊 ，頁表的作用是實現(xiàn)從頁號到物理塊號的地址映射。 　 　 3．頁表圖 　頁表的作用 　地址變換機構n頁式存儲管理采用 動態(tài)重定位方式 裝入作業(yè) ,作業(yè)執(zhí)行時通過 硬件的地址轉換機構 實現(xiàn)從邏輯地址到物理地址的轉換工作。 由于頁內地址和物理塊內的地址是一一對應的 ,因此 ,地址轉換機構的任務實際上是將邏輯地址中的頁號轉換成為主存中的物理塊號。 頁表是硬件地址轉換的依據(jù)。1．基本的地址變換機構n頁表的功能可以由一組專門的寄存器來實現(xiàn)。但由于寄存器成本較高，因此，頁表大多駐留在內存中。在系統(tǒng)中只設置一個頁表寄存器PTR，在其中存放頁表在內存的始址和頁表的長度。平時，進程未執(zhí)行時，頁表的始址和頁表長度存放在本進程的 PCB中。當調度程序調度到某進程時，才將這兩個數(shù)據(jù)裝入頁表寄存器中。n地址轉換時 ,只要從頁表寄存器中就可找到相應的頁表。分頁地址變換機構會自動將邏輯地址分為 頁號和頁內地址 兩部分 ,以頁號位索引檢索頁表。如果頁表中 無此頁號 ,則產(chǎn)生一個 “地址錯 ”的程序性中斷事件 。如果頁表中 有此頁號 ,則可得到對應的主存塊號 ,再按邏輯地址中的頁內地址計算出欲訪問的主存單元的物理地址。n物理地址 =塊號 *塊長 +頁內地址1．基本的地址變換機構圖 分頁系統(tǒng)的地址變換機構 n例：有一系統(tǒng)采用頁式存儲管理，有一作業(yè)大小是 8KB， 頁大小為 2KB，依次裝入內存的第 5塊，試將虛地址 7145， 3412轉換成內存地址。虛地址 3412P＝ 3412 ％ 2048 ＝ 1W＝ 3412 mod 2048 ＝ 1364MR=9*2048+1364=19796虛地址 3412的內存地址是： 19796虛地址 7145P＝ 7145 ％ 2048 ＝ 3W＝ 7145 mod 2048 ＝ 1001MR=5*2048+1001=11241虛地址 7145的內存地址是： 112412．具有快表的地址變換機構由于頁表是存放在內存中的， 執(zhí)行一次訪內操作至少要訪問主存兩次。 一次訪頁表 ，以確定所取數(shù)據(jù)或指令的物理地址； 另一次是根據(jù)地址取數(shù)據(jù)或指令 。這樣就把程序的執(zhí)行速度降低 近 1/22．具有快表的地址變換機構為了解決存取速度的矛盾，在地址變換機構中，增加一個具有 并行查詢 功能的高速緩沖存儲器，把 這個高速緩沖 存儲器 又叫 聯(lián)想存儲器， 存放在高速緩沖存儲器中的頁表叫 快表 ，他是用來 存放當前訪問 最頻繁 的少數(shù)活動頁面的頁表項。當進程訪問一頁時 ， 系統(tǒng)將 頁號 與快表中的所有項進行并行比較。若訪問的頁在快表中，即 可立即進行地址轉換 。 如在快表中未找到對應的頁表項，則還須再訪問內存中的頁表，找到后，再與頁內位移 相拼接，得到訪問主存的物理地址 ；同時，再將此頁表項存入快表的一個寄存器單元中。快表的地址轉換是 非?？?的，很大程度上 克服了兩次訪問主存的缺點。2．具有快表的地址變換機構圖 　具有快表的地址變換機構 現(xiàn)代的大多數(shù)計算機系統(tǒng)，都支持非常大的邏輯地址空間 (232～ 264)。頁表就變得非常大，要占用相當大的內存空間。我們可以采用下述兩個方法來解決這一問題：(1) 采用離散分配方式來解決難以找到一塊連續(xù)的大內存空間的問題；(2) 只將當前需要的部分頁表項調入內存，其余的頁表項仍駐留在磁盤上，需要時再 調入。 　兩級和多級頁表　　對于要求連續(xù)的內存空間來存放頁表的問題，可利用將頁表進行分頁，并離散地將各個頁面分別存放在不同的物理塊中的辦法來加以解決，同樣也要為離散分配的頁表再建立一張頁表，稱為外層頁表 (Outer Page Table)， 在每個頁表項中記錄了頁表頁面的物理塊號。1．兩級頁表 圖 　兩級頁表結構 圖 　具有兩級頁表的地址變換機構 對于 32位的機器，采用兩級頁表結構是合適的；但對于 64位的機器，采用兩級頁表使外層頁表仍然非常大，因此必須采用多級頁表，將外層頁表再進行分頁，也就是將各分頁離散地裝入到不相鄰接的物理塊中，再利用第 2級的外層頁表來映射它們之間的關系。　 2．多級頁表　基本分段存儲管理方式n一個用戶程序往往由幾個程序段（ 主程序、 子程序 和 函數(shù) ）所組成，當一個程序裝入內存時，按段進行分配，每個段的大小是 不相等 的， 每個段有自己的段名 。n程序地址的組成： S： Wn例 :nS1： XXXXnS2： XXXXnS3； XXXX 分段式存儲管理的引入 在分頁存儲系統(tǒng)中，作業(yè)的地址空間是一維線性的，這破壞了程序內部天然的邏輯結構 ,造成共享、保護的困難。 引入分段存儲管理方式， 主要是為了滿足用戶和程序員的下述需要： ?1)方便編程 ? 2)信息共享 3)信息保護 4)動態(tài)增長 ? 5)動態(tài)鏈接 ...0S工作區(qū)段 [B]主程序段 [M]......0EP子程序段 [X]0K...CALL [X] [E].........CALL [Y] [F]CALL [A] 116......0FL子程序段 [Y]0116N數(shù)組 [A]12345... 分段系統(tǒng)的基本原理 1. 分段 分段地址中的地址具有如下結構： 段號 段 內地址31 16 15 0分段式存儲管理是在可變分區(qū)存儲管理方式的基礎上發(fā)展而來的 .為了實現(xiàn)段的邏輯地址到物理地址的轉換，系統(tǒng)為每個作業(yè)設置了一張段表； 它記錄了段號，段的首（地）址和長度之間的關系 , 每一個程序設置一個段表，放在內存 ,屬于進程的現(xiàn)場信息段號012段首址 段長度58K 20K100K 110K260K 140K硬件支持n系統(tǒng)設置一對寄存器n段表始址寄存器： 用于保存正在運行進程的段表的始址n段表長度寄存器： 用于保存正在運行進程的段表的長度3. 地址變換機構作業(yè)執(zhí)行時通過 硬件地址轉換機構 實現(xiàn)從邏輯地址到物理地址的轉換工作。進行地址變換時，先將邏輯地址中的 段號 與 段表長度 進行比較， 若超過 了段表長度則產(chǎn)生 越界中斷 ；否則，根據(jù) 段號 和 段表始址 計算出 該段在段表中的位置 。并從該位置中獲得該段存放在內存中的 起始地址 ，然后，檢查 段內位移 是否超過該段的段長 ，若超過則同樣產(chǎn)生越界中斷；若未越界，則將該段在內存中的 起始地址 與邏輯地址的段內位移相加 即得到要訪問的物理地址。圖 分段系統(tǒng)的地址變換過程n例：在一個段式存儲管理系統(tǒng)中，其段表如表所示。n段表n段號 內存起始地址 段長n0210500n210090n4193895n試求表所示中的邏輯地址所對應的物理地址？n邏輯地址n段號 段內位移n0430n2500n4112n5324. 分頁和分段的主要區(qū)別 (1) 頁是信息的物理單位，段則是信息的邏輯單位(2) 頁的大小固定且由系統(tǒng)決定，而段的長度卻不固定 (3) 分頁的作業(yè)地址空間是一維的，即單一的線性地址空間，分段的作業(yè)地址空間則是二維的 信息共享?由于 段是按邏輯意義劃分 的 ,可以按段名進行訪問 ,因此分段式存儲管理系統(tǒng)的一個突出優(yōu)點是可以 方便地實現(xiàn)段的共享 ,即允許若干個進程共享一個或多個段。為實現(xiàn)某段代碼的共享 ,在分段式存儲管理系統(tǒng)中 ,各個進程對共享段使用相同的段名 ,并置以適當?shù)?讀 /寫控制權 ,即可做到共享一個邏輯上完事的主存段信息。圖 分頁系統(tǒng)中共享 editor的示意圖圖 分段系統(tǒng)中共享 editor的示意圖 可重入代碼可重入代碼 又稱為 “純代碼 ”，是一種 允許多個進程同時訪問的代碼 。為使各個進程所執(zhí)行的代碼完全相同，絕對 不允許 可重入代碼 在執(zhí)行中有任何改變 。但事實上，大多數(shù)代碼在執(zhí)行時都可能有些改變，為此，在每個進程中，都必須配以 局部數(shù)據(jù)區(qū) ，把在執(zhí)行中可能改變的部分拷貝到該數(shù)據(jù)區(qū)，這時的可共享代碼即成為可重入碼。 例 : 在一個分頁式存儲管理系統(tǒng)中 ,某作業(yè)的頁表如下所示。已知頁面大小為 1024B,試將邏輯地址 1011,2148,3000,4000,5012轉化為相應的物理地址 .頁 號 塊 號 0 2 1 3 2 1 3 6思考題：如圖所示，分別給出了段式或頁式兩種地址變換示意（假定段式變換對每一段不進行段長越界檢查，即段表中無段長信息）。１）指出這兩種變換各屬于何種存儲管理；２）計算出這兩種變換所對應的物理地址?？刂萍拇嫫? 58615 11 10 0邏輯地址101571220物理地址3 58615 11 10 010007000250040008500控制寄存器 邏輯地址物理地址 物理地址 分段管理的優(yōu)缺點 優(yōu)點： 便于動態(tài)申請內存 管理和使用統(tǒng)一化 便于共享 便于動態(tài)鏈接缺點：產(chǎn)生碎片思考：與可變分區(qū)存儲管理方案的相同點與不同點？ 段頁式存儲管理在段式系統(tǒng)中，若 段內分頁 ，稱為段頁式系統(tǒng)。結合了段式與頁式二者優(yōu)點 克服了二者的缺點　 1．基本原理在段頁式存儲管理中每個作業(yè)仍按 邏輯分段 ，但對每一段不是按單一的連續(xù)整體存放到存儲器中，而是把 每個段 再分成 若干個頁面 ，每一段不必占據(jù)連續(xù)的主存空間，可把它按頁 存放在不連續(xù) 的主存塊中。1．基本原理用戶程序劃分：按段式劃分（對用戶來講，按段的邏輯關系進行劃分；對系統(tǒng)講，按頁劃分每一段）邏輯地址：內存劃分：按頁式存儲管理方案內存分配：以頁為單位進行分配段號段內地址頁號 頁內地址作業(yè)的地址空間 一個程序首先被劃分成若干程序段，每一段給予不同的分段標識符然后，對每一分段又分成若干個固定大小的頁面。段頁式存儲管理為每一個裝入主存的作業(yè)建立一張段表 ,每個段 又被分成若干個 固定大小的頁面 ，那么 每個段又必須建立一張頁表 把段中的虛頁變換成內存中的實際頁面。 每個段有一個頁表，段表中應有專項指出該段所對應頁表的 頁表始址 和 頁表長度 。段號狀態(tài)頁表長度頁表始址0 1 51 0 2 1 2段表大小 段表始址段表控