第四章落儲器管理

第四章存儲器管理

4」存儲器的層次結構

4.2程序的裝入和鏈接

43連續分配方式

4.4基本分頁存儲管理方式

4.5基本分段存儲管理方式

4.6虛擬存儲器的基本概念

4.7請求分頁存儲管理方式

4.8頁面置換算法

4.9請求分段存儲管理方式

k士章商借器管理一q

4.1存儲器的層次結構''

4.1.1多級存儲器結構

?1.存儲器功能

?合理、安全、有效地保存數據

?2.存儲器發展方向

?接口更新

-以硬盤為例：ESDI;IDE/EIDE;ATA;SATA/SATA2;SCSI;

IEEE1394;USB...

＞高速性

-以USB為例：USB1.1是12Mbps,USB2.0是480Mbps,USB3.0

理論上是5Gbps...

?存儲密度越來越高，體積越來越小

-1.7Mb/平方英寸；20Mb/平方英寸；1.43Gb/平方英寸；

135Gb/平方英寸；620Gb/平方英寸；1Tb/平方英寸…的不

第四章落儲器管理

--■

容量有望翻倍希捷達到存儲密度新紀錄

2012年03月21日00：00來源:/作者：ChrisR編輯:秋龍評論：一條

[IT168資訊】希捷今日正式宣布，該公司成為第一家在存儲密度上達到1Tbit/平方英寸（1

terabit=ltrillionbit=l萬億bit）這一里程碑的哽盤廠商，新技術的應用使得每平方英寸所記

錄的bit數量甚至超過了銀河系中的天體數量（約20007000億之間）?

希捷所采用的技術名為HAMR,即HeaLAssistedMagneticRecording（熱輔助磁記錄）。作

為目前耍盤采用的P股（PerpendicularMagneticRecording,垂直磁記錄技術的繼任者）,

HAMR的理論存儲密度為570Tbit/平方英寸。相比之下，目前的3.5英寸硬盤存儲密度為

620Gbit/平方英寸，2.5硬盤的存儲密度為500Gbit/平方英寸。

HAMR技術可輕松達到PMR技術的存儲密度極限一一1Tbit/平方英寸這一里程碑，比目前硬盤產

品的存儲密度高出55%左右。一旦HAMR得到實際應用，目前3.5英寸硬盤產品的容量可輕松翻倍達

到6TB左右，2.5英寸硬盤的容量更是能提升至2TB。未來HAMR技術成熟后3.5英寸/2.5英寸硬盤的

容量更是可以達到目前服務器水平的30-60TB/10-20ITB。

3

第四章落儲器管理

A容量越來越大，價格越來越低

-以下是近年來關于硬盤價格的趣味數字

□1995年200MB?400MB大于4000元/GB

□1996年1.2GB?2.1GB1500元?2000/GB

□1998年1.2GB?2.1GB200元?250元/GB

□2000年4.3GB--6.4GB40元/GB

□2002年10GB-20GB20元/GB

□2004年40GB-80GB6.97U/GB

□2005年80GB-J60GB4.57U/GB

□2006年80GB-250GB3.8元/GB

□2008年160GB--1TB1.6元/GB

□2009年500GB--2TB0.8元/GB

□2010年500GB入-2TB0.6元/GB

第四章落儲器管理

■■單

位

容

速

量

成

度

本

圖4-1計算機系統存儲層次示意

第四章落儲器管理

?4.存儲管理功能

A存儲分配與回收

-本章主要內容，討論其算法和數據結構

A地址變換

-可執行文件生成中的鏈接技術；程序裝入時的重定

位技術；進程運行時的地址變換技術和機構（軟件、

硬件）

A存儲共享和保護

-代碼和數據共享；對地址空間的訪問權限（讀、寫、

執行）

A存儲器擴充

-由用戶應用程序控制：覆蓋Overlay

-由OS控制：交換Swapping；請求調入和預調入On

Demand&OnPrefetch么-

w

第四章存儲器管理

4.1.2主存儲器與寄存器

?1.主存儲器

?主存儲器（簡稱內存或主存）是計算機系統中一

個主要部件，用于保存進程運行時的程序和數

據，也稱可執行存儲器，材質以DRAM為主。

由于主存儲器的訪問速度遠低于CPU執行指令

的速度，為緩和這一矛盾，在計算機系統中引

入了寄存器和高速緩存。

W

第四章落儲器管理

?2.寄存器

A寄存器訪問速度最快，完全能與CPU協調工作,

但價格卻十分昂貴，因此容量不可能做得很大。

寄存器的長度一般以字(word)為單位。寄存器

的數目，對于當前的微機系統和大中型機，可

能有幾十個甚至上百個；而嵌入式計算機系統

一般僅有幾個到幾十個。

A寄存器通常用于加速存儲器的訪問速度，如用

寄存器存放操作數，或用作地址寄存器加快地

址轉換速度等。

8

立章啟承器管理

4.1.3高速緩存和磁盤緩存

?1.高速緩存

?高速緩存是現代計算機結構中的一個重要部件,

其容量大于或遠大于寄存器，而比內存約小兩

到三個數量級左右，從幾十KB到幾MB,訪問

速度快于主存儲器。

A根據程序執行的局部性原理（即程序在執行時將

呈現出局部性規律，在一較短的時間內，程序

的執行僅局限于某個部分），將主存中一些經常

訪問的信息存放在高速緩存中，減少訪問主存

儲器的次數，可大幅度提高程序執行速度。

W

上章卷儲器管理:一?

?2.磁盤緩存

?由于目前磁盤的I/O速度遠低于對主存的訪問速

度，因此將頻繁使用的一部分磁盤數據和信息,

暫時存放在磁盤緩存中，可減少訪問磁盤的次

數。

1。

年］上章商儲器管理一?

4.2程序的裝入和鏈接''

?在多道程序環境下，要使程序運行，必須先為之

創建進程。而創建進程的第一件事，便是將程序

和數據裝入內存。如何將一個用戶源程序變為一

個可在內存中執行的程序，通常都要經過以下幾

個步驟：首先是要編譯，由編譯程序(Compiler)將

用戶源代碼編譯成若干個目標模塊(Object

Module)；其次是鏈接，由鏈接程序(Linker)將編

譯后形成的一組目標模塊，以及它們所需要的庫

函數鏈接在一起，形成一個完整的裝入模塊(Load

Module)；最后是裝入，由裝入程序(Loader)將裝

入模塊裝入內存。圖4-2示出了這樣的三步過程。

本節將扼要闡述程序(含數據)的鏈接和裝入過程。

11F

第四章落儲器管理

庫函數

Lib

源

程

程

序

員

序

C

裝入

模塊

.EXE

圖4-2對用戶程序的處理步驟

第回章存儲器管理

4.2.1程序的鏈接

A鏈接：若干目標模塊+庫函數”可裝入模塊

?根據鏈接時間的不同，可把鏈接分成如下三種：

-(1)靜態鏈接。在程序運行之前，先將各目標模塊及

它們所需的庫函數，鏈接成一個完整的裝配模塊，

以后不再拆開。我們把這種事先進行鏈接的方式稱

為靜態鏈接方式。

-(2)裝入時動態鏈接。這是指將用戶源程序編譯后所

得到的一組目標模塊，在裝入內存時，采用邊裝入

邊鏈接的鏈接方式。

-(3)運行時動態鏈接。這是指對某些目標模塊的鏈接,

是在程序執行中需要該(目標)模塊時，才對它進行*

的鏈接。二

13

第四章落儲器管理

?1.靜態鏈接方式(StaticLinking)

A在生成可裝入模塊時(也就是在程序裝入運行前)

完成的鏈接。見圖4-4

?特點：

-一次鏈接，n次運行

-得到完整的可裝入模塊，不可再拆

-不靈活：不管有用與否的模塊都將鏈接到裝入模塊，

同時導致內存利用率較低

-不利于模塊的修改和升級

14

■第四章存儲器管理

0模塊A0模塊A

CALLB;

JSR"L”一

L-1Return;

L-1Return;

L

0模塊B模塊By

CALLC;JSR"L+M”一

M-lReturn;L+M-lReturn;

L+M模塊C-

0模塊C

L+M+N-lReturn;

N-lReturn;

(a)目標模塊(b)裝入模塊

圖4-4程序鏈接示意圖

第四章落儲器管理

?2.裝入時動態鏈接(Load-timeDynamic

Linking)

A用戶源程序經編譯后所得的目標模塊，是在裝

入內存時邊裝入邊鏈接的，即在裝入一個目標

模塊時，若發生一個外部模塊調用事件，將引

起裝入程序去找出相應的外部目標模塊，并將

它裝入內存，還要按照圖4-4所示的方式來修改

目標模塊中的相對地址。

16

W

?3.運行時動態鏈接(Run-timeDynamicLinking)

＞裝入時動態鏈接是將所有可能要運行到的模塊都全部

鏈接在一起并裝入內存，顯然這是低效的，因為往往

會有些目標模塊根本就不運行。比較典型的例子是作

為錯誤處理用的目標模塊，如果程序在整個運行過程

中都不出現錯誤，則顯然就不會用到該模塊。

＞運行時動態鏈接方式是對裝入時鏈接方式的一種改進。

這種鏈接方式是將對某些模塊的鏈接推遲到程序執行

時才進行鏈接，亦即，在程序執行過程中，當發現一

個被調用模塊尚未裝入內存時，才立即由OS去找到該

模塊并將之裝入內存，把它鏈接到調用者模塊上。凡

在本次執行過程中未被用到的目標模塊，都不會被調

入內存和被鏈接到裝入模塊上，這樣不僅可加快程序

的裝入過程，而且可節省大量的內存空間。

17

W

第四章卷儲器

?4.動態鏈接方式的優點

?便于共享

-多個進程可共用一個DLL模塊，節省了內存。

＞為部分裝入提供了條件（運行時動態鏈接）

-一個進程可由若干DLL模塊構成，按需裝入。

?便于模塊的修改和升級

-只要被修改模塊的接口不變，則該模塊的修改不會

引發其它模塊的重新編譯。

?改善了程序的可移植性

-可面向不同的應用環境開發同一功能模塊的不同版

本，根據當前的環境載入匹配的模塊版本。.

18"1^01

?5.動態鏈接方式的缺點

A增加了程序執行時的鏈接開銷。（每次運行都需

鏈接）

A模塊數量眾多，增加了模塊的管理開銷。

第四章落儲器管理

4.2.2程序的裝入

?裝入：可裝入模塊（.EXE）”內存進程

?1.絕對裝入方式（AbsoluteLoadingMode）

?在編譯后、裝入前已產生了絕對地址（內存地

址），裝入時不再作地址重定位，即：裝入內

存前的虛擬地址==裝入內存后的物理地址。

A絕對地址的產生：（1）由編譯器完成；（2）

由程序員編程完成。

A優點：裝入過程簡單，無需地址映射。

A缺點：不適于多道程序系統；過于依賴硬件結

構；不易修改、不靈潔。

20

W

第四章存儲器管理

?2.可重定位裝入方式(RelocationLoading

Mode)

A可裝入模塊在被裝入到內存中時，由裝入程序

來完成程序虛擬地址》內存物理地址的變換

21

第四章落儲器管理

0

10000'「如果不進行地址變:

換，那么這條指令

將無法取到正確的

100011000

LOAD1,2500LOAD1,2500U數值“365”，所以

=>\該指令中的地址應

\該重定位為：

250012500

365365\LOAD1,12500>

15000

程序地址空間-

r1

圖4-3裝入內存時的情況物理內存空間

靜態地址重定位：

指令或數據的內存地址MA

=該指令或數據的虛擬地址VA+該程序在內存中的首地址BA

?第四章存儲器管理一一y?

A可重定位裝入的優缺點：

-優點：

口適用于多道程序系統，提高了內存利用率；由于地址映射

規則簡單，故在地址變換過程中無需硬件變換機構的支持。

-缺點：

口任何進程都要求連續的內存空間；必須將全部模塊都裝入

且裝入后不能再移動位置（因為無法實現動態重定位）；不

支持虛擬存儲器技術；不易實現共享。

第四章落儲器管理

?3.動態運行時裝入方式(DynamicRun?

timeLoading)

A出于實際情況，程序在運行過程中的內存位置

可能經常要改變，此時就應采用動態運行時裝

入的方式。

A程序裝入內存后并不立即進行地址變換，而是

等到真正要執行時才由硬件地址變換機構來完

成地址變換，從而得到內存物理地址。

24

W

第四章落儲器管理

“基址寄存器BR

外存程序一側存儲器一側主存

動態地址重定位：

指令或數據的內存地址MA

=該指令或數據的虛擬地址VA+重定位基址寄存器BR

25

?第四章存儲器管理一一y?

A動態運行時裝入的優缺點：

-優點

□os可將一個進程的不同部分分散存放在不連續的內存空間;

可移動進程在內存中的位置（由重定位基址寄存器反映移

動情況）；提供了實現虛擬存儲器技術的基礎（可實現部分

模塊裝入）；有利于實現模塊共享。

-缺點

口動態重定位需要硬件變換機構的支持；實現較復雜。

第四章落儲器管理

4.3連續分配方式

連續分配方式是指一個進程在內存中必須占

用連續的存儲空間。典型的連續分配方式主要有:

單一連續分配、固定分區分配、動態分區分配、

動態重定位分區分配等。

4.3.1單一連續分配

?把內存分為系統區和用戶區兩部分，系統區僅提

供給OS使用；用戶區是指除系統區以外的全部內

存空間，提供給用戶使用。

?優點：簡單，易于管理

?缺點：只能用于單用戶單任務OS；內存利用率低,

毫無共享性可言。早已淘汰。

27

W

引入：分區存儲管理原理

①將內存分為一些大小相等或不等的分區

(Partition),每個進程可占用一個分區。

②適于多道程序系統，支持多個進程并發執行。

③出現了碎片問題

I.內碎片：被占用分區的尾部未被利用的空間。

II.外碎片：在兩個被占用分區之間的難以利用的小

空閑分區。

④分區管理的數據結構：分區表或分區鏈表。

⑤內存緊湊(Compaction)：將各個已占用分區

向內存某端移動，從而使分散的各個小空閑分

區能相鄰，進而合并為一個稍大的空閑分區。.

28

W

第四章落儲器管理

4.3.2固定分區分配

?1.把內存劃分為若干個固定大小的分區，

分區的總數以及各個分區的大小都是恒定

值。

A各分區大小相等

-不靈活；對于小進程而言，內存利用率低，內碎片

嚴重；對于大進程而言，分區大小可能無法滿足需

要，導致無法裝入。

A各分區大小不等

-小分區、中等分區、大分區。適應性較強，可以有

效提高內存利用率。

29

W

立章啟承器管理

?2.固定分區的內存分配

A為了便于內存分配，通常將分區按大小進行排

隊，并為之建立一張分區使用表，其中各表項

包括每個分區的起始地址、大小及狀態(是否已

分配)，見圖4-5(a)所示。

A當有一用戶程序要裝入時，由內存分配程序檢

索該表，從中找出一個能滿足要求的、尚未分

配的分區，將之分配給該程序，然后將該表項

中的狀態置為“已分配”；若未找到大小足夠

的分區，則拒絕為該用戶程序分配內存。存儲

空間分配情況如圖4-5(b)所示。

第四章落儲器管理

操作系統

分區號大小/KB起址/KJB狀態20KB

進程A(8K)

11220已分配32KB

進程B(25K)

23232已分配64KJB

36464已分配進程C(40K)

128KBJ

4128128未分配

(a)分區說明表

256KB

(b)存儲空間分配情況

圖4-5固定分區使用表

第四章落儲器管理

?3.固定分區分配的優缺點

A優點

-由于各分區大小固定，故易于實現，管理開銷小。

?缺點

-內碎片的問題不可避免，較大程序不易裝入，故內

存利用率較低；分區數目固定也限制了進程的并發

度。

第四章落儲器管理

4.3.3動態分區分配

?在動態分區分配方式中，各個分區的大小

會在OS的管理下發生改變，分區總數也會

相應地發生變化。

?1.分區分配中的數據結構

?(1)空閑分區表：記錄所有空閑分區情況的二維

表分區號大小/KB起址/KB狀態

11820未分配

232242未分配

3150502未分配

4128750未分配

33

第四章落儲器管理

?(2)空閑分區

鏈：將所有

的空閑分區

鏈接成一個

雙向鏈，如

圖4-6所示。

「0：未分配

Y

-1：已分配

第四章商儲器管理

?2.分區分配算法

>1)首次適應FF算法(FirstFit)

-空閑分區鏈以地址遞增的次序鏈接。在每次分配時,

都從鏈首開始順序查找，直至找到第一個大小能滿

足要求的空閑分區為止；然后再按照程序的大小，

從該分區中劃出一塊內存空間分配給請求者，余下

的空閑分區仍留在空閑鏈中。若從鏈首直至鏈尾都

不能找到一個能滿足要求的分區，則此次內存分配

失敗，返回。

-特點：簡單；高址內存可保留較大的空閑分區；但

低址內存會產生很多碎片分區；查找開銷大。

35

■第四章存儲器管理

A2)循環首次適應NF算法(NextFit)

-該算法是由首次適應FF算法演變而成的：分配空間

不再是每次都從鏈首開始查找，而是從上次找到的

空閑分區的下一個空閑分區開始查找，如果達到鏈

尾則回到鏈首繼續。

-特點：查找開銷小；空閑分區分布更均勻；但較大

分區難以保留。

>3)最佳適應BF算法(BestFit)

-空閑分區鏈表以容量遞增為序組織，每次分配時從

鏈首查找，將第一個滿足空間要求的分區分配出去。

-特點：最接近按需分配原則；較大的分區容易保留;

但會產生很多難以利用的小碎片分區。

>4)最壞適應WF算法(WorstFit)

-空閑分區鏈表以容量遞減為序組織，每次分配時從

鏈首查找，將第一個滿足空間要求的分區分配出去。

-特點：小碎片分區的問題得到了有效的解決；但大

分區也不易保留。

A最壞適應算法與前面所述的首次適應、循環首

次適應、最佳適應算法一起，統稱為順序搜索

法。

37

A5)快速適應QF算法(QuickFit)

-該算法又稱為分類搜索法，是將空閑分區根據其容

量大小進行分類，對于每一類具有相同容量的所有

空閑分區，單獨設立一個空閑分區鏈表，這樣，系

統中存在多個空閑分區鏈表，同時在內存中設立一

張管理索引表，該表的每一個表項對應了一種空閑

分區類型，并記錄了該類型空閑分區鏈表表頭的指

針。空閑分區的分類是根據進程常用的空間大小進

行劃分。

-優點：查找效率高；不會對任何分區產生分割，所

以能保留大的分區；也不會產生內存碎片。

-缺點：分區歸還主存的算法復雜，系統開銷較大;

多樣化的鏈表造成管理開銷大。

第四章落儲器管理

?3?分區分配操作

A1）分配內存

-系統應利用某種分配算法，從空閑分區鏈（表）中找

到所需大小的分區。設請求的分區大小為u.size,表

中每個空閑分區的大小可表示為m.size。若m.size-

u.sizeSsize（size是事先規定的不再切割的剩余分區的

大小），說明多余部分太小，可不再切割，將整個分

區分配給請求者；否則（即多余部分超過size）,從該

分區中按請求的大小劃分出一塊內存空間分配出去,

余下的部分仍留在空閑分區鏈（表）中。然后，將分

配區的首址返回給調用者。圖4-7示出了分配流程。

39

第四章落儲器管理

圖4-7內存分配流程

第四章落儲器管理

>2)回收內存

-(1)回收區與插入點的前一個空閑分區F1相鄰接，見圖4-8(a)。

此時應將回收區與插入點的前一分區合并，不必為回收分區分

配新表項，而只需修改其前一分區F1的大小。

-(2)回收分區與插入點的后一空閑分區F2相鄰接，見圖4-8(b)。

此時也可將兩分區合并，也不必分配新表項，用回收區的首址

作為新空閑區的首址，大小為兩者之和。

-(3)回收區同時與插入點的前、后兩個分區鄰接，見圖4-8(c)。

此時將三個分區合并，使用Fl的表項，F1的首址不變，F1的

大小為三者之和，刪除F2的表項。

-(4)回收區既不與F1鄰接，又不與F2鄰接，見圖4-8(d)。這時應

為回收區單獨建立一新表項，填寫回收區的首址和大小，并根

據其首址插入到空閑鏈中的適當位置。

41

w

第四章落儲器管理

(a)(b)(d)

第四章落儲器管理

■例：假設最佳適應法

OS(20K)

進程A(8K)

16K空閑區

進程D(50K)

138K空閑區

進程E(16K)

8K空閑區

如果改為首次適應算法?

43

W

■第四章電鰭器管理

4.3.4伙伴系統（自學內容）

?固定分區和動態分區方式都有不足之處。固定分

區方式限制了活動進程的數目，當進程大小與空

閑分區大小不匹配時，內存空間利用率很低。動

態分區方式算法復雜，回收空閑分區時需要進行

分區合并等，系統開銷較大。伙伴系統方式是對

以上兩種內存方式的一種折衷方案。

?伙伴系統規定，無論已分配分區或空閑分區，其

大小均為2的左次塞，左為整數，七任加，其中：21

表示分配的最小分區的大小，2m表示分配的最大

分區的大小，通常2m是整個可分配內存的大小。

44

第四章落儲器管理

?假設系統的可利用空間容量為2m個字，則系統開

始運行時，整個內存區是一個大小為2m的空閑分

區。在系統運行過程中，由于不斷的劃分，可能

會形成若干個不連續的空閑分區，將這些空閑分

區根據分區的大小進行分類，對于每一類具有相

同大小的所有空閑分區，單獨設立一個空閑分區

雙向鏈表。這樣，不同大小的空閑分區形成了

左（OS公⑼個空閑分區鏈表。

45

當需要為進程分配一個長度為〃的存儲空間時，首先計算

一個，.值，使2*〈脛2］，然后在空閑分區大小為21的空閑分

區鏈表中查找。若找到，即把該空閑分區分配給進程。否

則，表明長度為2,?的空閑分區已經耗盡，則在分區大小為

2，+1的空閑分區鏈表中尋找。若存在2汁，的一個空閑分區，

則把該空閑分區分為相等的兩個分區，這兩個分區稱為一

對伙伴，其中的一個分區用于分配，而把另一個加入分區

大小為2,?的空閑分區鏈表中。若大小為2汁1的空閑分區也不

存在，則需要查找大小為2計2的空閑分區，若找到則對其

進行兩次分割：第一次，將其分割為大小為2計1的兩個分

區，一個用于分配，一個加入到大小為2計1的空閑分區鏈

表中；第二次，將第一次用于分配的空閑區分割為2的兩

個分區，一個用于分配，一個加入到大小為2,?的空閑分區

鏈表中。若仍然找不到，則繼續查找大小為2計3的空閑分

區，幺此類推。由此可見匕,，在最壞的情況下，可能需要對

2〃的空訊分區進行上次分割才能得到所需分區。

46

*

?與一次分配可能要進行多次分割一樣，一次日收

也可能要進行多次合并，如回收大小為2%的生拓

分區時，若事先已存在2%的空閑分區時，則應將

其與伙伴分區合并為大小為2計1的空閑分區，若事

先已存在2計1的空閑分區時，又應繼續與其伙伴分

區合并為大小為2汁2的空閑分區，依此類推。

?在伙伴系統中，其分配和回收的時間性能取決于

查找空閑分區的位置和分割、合并空閑分區所花

費的時間。與前面所述的多種方法相比較，由于

該算法在回收空閑分區時，需要對空閑分區進行

合并，所以其時間性能比前面所述的分類搜索算

法差，但比順序搜嚎算法好，而其空間性能則遠

優于前面所述的分莢獨索法，比順序搜索法略差。

*

47

W

立章啟承器管理

4.3.5哈希算法

?哈希算法就是利用哈希快速查找的優點，

以及空閑分區在可利用空間表中的分布規

律，建立哈希函數，構造一張以空閑分區

大小為關鍵字的哈希表，該表的每一個表

項記錄了一個對應的空閑分區鏈表表頭指

針。

?當進行空閑分區分配時，根據所需空閑分

區大小，通過哈希函數計算，即得到在哈

希表中的位置，從中得到相應的空閑分區

鏈表，實現最佳分配策略。

48

W

第四章落儲器管理

4.3.6可重定位分區分配

?1.動態重定位的引入

?在連續分配方式中，必須把一個系統或用戶程序裝入

一連續的內存空間。如果在系統中只有若干個小的分

區，即使它們容量的總和大于要裝入的程序，但由于

這些分區不相鄰接，也無法把該程序裝入內存。例如，

圖4-9(a)中示出了在內存中現有四個互不鄰接的小分區,

它們的容量分別為10KB、30KB、14KB和26KB,其

總容量是80KB。但如果現在有一程序到達，要求獲得

40KB的內存空間，由于必須為它分配一連續空間，故

此程序無法裝入。這種不能被利用的小分區稱為“零

頭”或“碎片”。

W

第四章落儲器管理

操作系統

用戶程序1

用戶程序3

解決辦法:

用戶程序6

用戶程序9

緊湊：通過移動一些

內存分區，將原本離80KB

散的一些內存小碎片

變得相鄰，進而可以

合并為一個稍大的空

閑分區的技術。

(a)緊湊前(b)緊湊后

現在有4個空閑分區，如果有

一個大小為40KB的程序要求

進入內存，如何處理？圖4-9緊湊的示意

5。忠3

一

第四章落儲器管理

?2.動態重定位的實現

A經過緊湊后，某些用戶程序在內存中的位置發

生了變化，此時若不對程序和數據的地址加以

修改（變換），則程序必將無法執行。為此，在

每次“緊湊”后，都必須對移動了的程序或數

據進行地址重定位。

?增設“重定位寄存器”，每當系統對內存進行

了“緊湊”而使若干程序從內存的某處移至另

一處時，不需對程序做任何修改，只要實時更

新“重定位寄存器”的值即可。

51*

第四章存儲器管理

基址寄存器BR

（重定位寄存器）

10000

10100

12500

15000

程序

外存程序一側存儲器一側主存

圖4-10動態重定位示意圖

動態地址重定位：

指令或數據的內存地址MA

=該指令或數據的虛擬地址VA+重定位基址寄存器BR52

第四章腐儲器管理

?3.動態重定位分區分配算法

A動態重定位分區分配算法與動態分區分配算法

基本上相同，差別僅在于：在這種分配算法中,

增加了緊湊的功能，通常，在找不到足夠大的

空閑分區來滿足用戶需求時進行緊湊。圖4-11

示出了動態重定位分區分配算法。

.第？章啟承器管理

請求分配、）

\^u.size^E^x

*

檢索空閑分區鏈（表）

廠羌法分曉閑分口

^大于

回口>u.size?^ize的個多

1是

進行緊湊形成按動態分區方式

連續空閑區進行各配

；「

修改有關的數據結構一（返回分區號、

修改有關的數據結構

圖4-11動態分區分配算法流程圖

54

第四章落儲器管理

4.3.7有關分區管理的討論

?1.分區存儲管理的特點

A優點：實現了多個進程對內存的共享，有助于

多道程序系統；提高了資源利用率；要求的硬

件支持少；管理簡單，實現容易。

A缺點：內存利用率仍然不高，小碎片多；進程

大小受分區大小的限制；不能部分裝入，難以

實現各分區間的信息共享；無法實現虛存。

55;要劇球

k上章程儲器管理

?2.關于虛存的實現

＞虛存：用戶進程所需內存容量只受內存和外存

容量之和的限制的存儲器技術。單純的分區管

理是無法實現虛存的。

Trw

2）對換Swapping

■換出Swap_out：將內存中阻塞且優先級最低的進程

（程序+數據）換到外存交換區，修改其PCB并回收相

應內存。

■換入Swap_in：將外存交換區中靜止就緒且被換出時

間最久的迸程（程序+數據）換入內存并修改其PCB。

■對換分類：

?進程對換（整體對換）

?部分對換（頁面或分段對換）——真正意義上實現虛存

■對換的三個關鍵操作：換出、換入、對換空間

（pagefile.sys）的管理。

■對換缺點：換入換出開銷大。

57

W

第四章落儲器管理

③關于地址變換和內存保護

■地址變換：不實現緊湊時可采用“靜態可重定位

裝入”方式，實現緊湊時必須采用“運行時動態

可重定位裝入”方式。

■內存保護：

?硬件法：為每個進程設置一對上、下界寄存器，或利用

分區的基址寄存器和限長寄存器。若越界則產生地址保

護中斷并轉錯誤處理。

?軟件法（保護鍵法）：為被保護分區設置保護鍵開關字段,

針對不同的進程賦予不同的開關代碼，通過檢查兩者是

否匹配來實現讀、寫保護。

?軟硬結合法。

第四章存儲器管理

4.4基本（靜態）分頁存儲管理方式

4.4.1頁式管理的基本原理

A回顧分區分配法：碎片問題嚴重，內存利用率不高；

由于要求連續存放，導致進程的大小仍受分區大小和

內存可用空間的限制；不利于共享；無法實現虛存。

A引入頁式管理的目的：為了減少碎片，為了實現換入/

換出而采用離散存儲，提高內存利用率。

A分頁存儲管理：將一個進程的邏輯地址空間分成若干

個大小相等而片，稱為頁唳頁，并為各國力嗯緘號，

從0開始，如第0頁、第1頁等。相應地，也把內存空間

分成與頁面相同大小的若干個存儲塊，稱為（物理）塊或

頁框（frame）,也同樣為它們加以編號，如0#塊、1#塊

等等。在為進程分配內存時以塊為單位，將進程中的

若干人頁分別裝入到多個可以不相鄰接的物理塊中。

由于進程的最后一頁經串裝不滿一塊而形成了不可利

用的碎片，稱之為“頁山碎片”。

59Kg

第四章落儲器管理

?1.頁面

A一個進程的虛擬空間被劃分為若干個長度相等

的頁面(page),通常幾KB?幾十KB為一頁，故

進程的虛地址(邏輯地址)可由頁號P與頁內地址

W所組成。

頁號P頁內地址W

231090

假設這是某系統的分頁地址結構，則該系

統頁長為2io=lO24B即1KB/頁，一個進程

最長允許有214=16384頁即16384KB

60■工

第四章落儲器管理

A與進程邏輯空間的分頁結構類似，物理內存空

間也被劃分為與頁面相等大小的若干物理塊。

A在為進程分配內存時，將進程的N個頁面（必定

連續）裝入到N個內存物理塊（不一定連續）。即:

連續的N個頁面對應裝入不連續的N個物理塊。

式

頁管理特點：無外碎片的概念；且內碎片必

小

定于一個物理塊；實現了非連續（離散）方式

儲

存

大

增,為虛存的實現提供了基礎；但管理開銷

?關鍵問題：如何將頁面邏輯地址變換為內存物

理地址？

-頁表+硬件地址變換機構

W

?2?頁表(PageMappingTable)

A由于在分頁系統中，允許將進程的n個連續頁離

散地存儲在內存不連續的n個物理塊中，為此，

系統又為每個進程建立了一張頁面映像表，簡

稱頁表。在進程地址空間內的所有頁(0?n),依

次在頁表中有一頁表項，其中記錄了M應頁在

內存中對應的物理塊號，見圖4-12的中間部分。

在配置了頁表后，進程執行時，通過查找該表，

即可找到每頁在內存中的物理塊號。可見，頁

表的作用是實現小頁號到其理塊號的投址映射。

~物理塊號

W

細章啟承器管理

說明:

?頁表負責記錄遂聘

頁面與內存物理塊

的對應關系

?每個進程都有自己

的一張頁表

?頁表的長度由進程

大小和頁面大小共

同決定：比如一進

程為4765B,若頁

面大小為1KB/頁，

則該進程包含5頁

（第0頁?第4頁），即

該戰程的頁表包含

5個表項

63

W

思考幾個問題

①頁面大小一般為2n字節，但具體n有多大？過小怎

樣？過大怎樣？

■過小：則頁表過長，換入/換出效率低，使用和維護的開

銷大。

■過長：頁內碎片大。

②已知邏輯地址和頁面大小，如何計算頁號及頁內

地址？

■頁號=邏輯地址/頁面大小（整除運算）

■頁內地址=邏輯地址％頁面大小（求余運算）

■例：已知頁面大小為1KB/頁，現有一數據的邏輯地址為

2148,問：該數據在哪頁的哪個位置？

?頁號=2148/1024=2,頁內地址=2148%1024=一,

100,即：該數據在該進程的第2頁的相對地址100處名人

64

w

3.靜態頁式管理（基本頁式管理）

＞必須將一個進程的所有頁面全部裝入到內存物理塊,

無法實現虛存。

4.動態頁式管理

＞允/您二個進程的一部分頁面裝入到內存物理塊。

＞采用“請求調頁”或二禪調頁”技術實現了內外存存

儲器的統一管理即對換技術。

＞內存中只存放那些經常被執行或將要被執行的頁面，

而不常被執行或近期內不會執行的頁面則存放在外存,

待需要時再按請求式調入。

5.分頁管理的重點

①邏輯地址》物理疝址的地址變換（頁表+硬件地址變

換機構）.

②頁面的動態置換技術

65；

第四章落儲器管理

4.4.2地址變換機構

?1.基本的地址變換機構

?地址映射：連續的N個頁面對應于不連續的N個物理塊

-邏輯頁號”物理塊號：查頁表

-頁內地址9塊內地址：兩者相等

?從成本和容量上來考慮，采用寄存器來存儲頁表是不

現實的。因此，頁表大多駐留在內存中，而在系統中

只設置一個頁表寄存器PTR(TableRegister),在其

中存放該進程的頁表在內存的始址和頁表的長度。平

時，進程未執行時，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

兩個數據裝入頁表寄存器中。因此，在單處理機環境

下，雖然系統中可以運行多個進程，但只需一個頁表

寄存器。

66

W

A地址變換算法

-當某進程被調度執行時，將其PCB中記錄的頁表始

址S和頁表長度L取出來放到“頁表寄存器”中；同

時，分頁地址變換機構會自動將邏輯地址劃分為頁

號P和頁內地址W,然后用頁號P與頁表長度L比較：

若PNL則越界中斷，否則合法，再以頁號P去檢索頁

表，查得該頁P對應的物理塊號，進而算得該塊在內

存的起始地址B,最后B與頁內地址W（即塊內地址）

相加就得到了要訪問的物理地址。這樣便完成了從

邏輯地址到物理地址的變換。圖4-13示出了分頁系

統的地址變換機構。

67

W

第四章落儲器管理

越界中斷

圖4-13分頁系統的地址變換機構

68

第四章存儲器管理

1。

■例：已知頁面長度為1KB/頁，某進程的頁表如圖所

示。現有邏輯地址為100的一條指令LOADR19

[2500]o問：

?試說明該指令的取指過程？

?試說明該指令的取數過程？

頁號塊號

02

13

28

第四章落儲器管理

越界中斷

頁表寄存器邏輯地址100

頁表始址頁表長度3<頁號0頁內地址100

+

頁號物理地址

-0A塊號2塊內地址100

1

2

該指令的物理地址為2148

頁表

邏輯地址為100的指令的取指過程：

?頁號=近科地址/頁長=100/1024=0

?頁內地址=邏輯地址％頁長=100%1024=100

?物理地址=物理塊號*塊長十境內地址=2*1024+100=214870

邏輯地址為100的指令的取教過程（該教的邏輯地址為2500）：

?頁號=近科地址/頁長