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文檔簡介
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
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■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
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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。
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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。.
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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
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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
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