四存储器管理.pptVIP

* * * * * 源程序编译后，形成的多个目标模块，需再利用链接程序将这组目标模块链接，形成装入模块。 * * * * * * 注意比较各种方式的区别，后一种总是对前一种的发展 程序的装入 绝对装入方式：编译时需知道程序将驻留在内存的什么位置，编译程序产生绝对地址的目标代码。装入内存后，不需再对地址进行修改。 可重定位装入方式：在多道程序环境下，所有目标模块的起始地址通常都从0开始，程序中的其他地址也是相对于起始地址的，不是绝对的。在装入时，需根据内存当前的情况，将装入模块装入到内存的适当位置，存在一个逻辑地址空间到内存物理地址的转换过程。地址变换是一次完成的，以后不再改变，又称为静态重定位。 动态运行时装入方式：在装入内存后，并不立即把装入模块中的相对地址改为绝对地址，推迟到程序真正执行时才进行。不仅可将装入模块装入到内存中任何允许位置，而且允许程序运行时在内存中移动。 程序的链接： 静态链接方式：在程序运行之前，将各目标模块及库函数链接成一个完整的装配模块。 装入时动态链接方式：在装入内存前，采用边装入边链接的方式。各模块分开存放，便于修改，便于共享 运行时动态链接方式：对模块的链接推迟到执行才进行，不需要的模块不链接。可有效节省内存空间，加快装入速度 * * * * 当某一块归还后，前后空间合并，修改内存空闲块表 当进程运行完毕释放内存时，系统根据回收区的首址，从空闲区链中找到相应的插入点，此时可能出现以下四种情况之一: (1)回收区与插入点的前一个空闲分区F1相邻接，此时应将回收区与插入点的前分区介并。不再为回收分区分配新表项，而只需修改前一分区F1的大小。 (2)回收区与插入点的后一空闲分区F2相邻接，此时也将两区合并形成新的空闲区，但用回收区的首址作为新空闲区的首址，大小为两者之和。 (3)回收区同时与插入点的前、后两个分区邻接，此时将三个分区合并，使用F1的首址，取消F2的表项，大小为三者之和。 (4)回收区既不与F1邻接，也不与F2邻接。这时应为回收区单独建立一新表项，填写回收区的首址和大小，并根据其首址，插入到空闲链中的适当位置。 * 单一连续分配方式 内存只是简单的分为：系统区和用户区 固定分区分配 分区使用表 内存被划分为固定大小的若干部分，使用分区使用表来记录每个分区的使用情况 动态分区分配 可根据进程的实际需要，动态的为之分配内存。 可使用空闲分区表或分区链进行组织。 分区分配时可采用：首次适应算法（地址递增） 循环首次适应算法 最佳适应算法（容量递增） 动态重定位分区分配 “紧凑” 动态重定位的实现（重定位寄存器） 由于可对内存空间进行紧凑处理，需要利用重定位寄存器对移动了的程序和数据进行重定位。 对换 将暂时不用的调出，腾出空间调入能够运行的程序和数据。 * 进程的最后一页经常装不满一块，而形成不可利用的碎片，称为“页内碎片”。 * 常在页表的表项中设置一存取控制字段，用于对该存储块中的内容进行保护。当存取控制字段仅有一位时，可用来规定该存储块中的内容是允许读/写、还是只读;若存取控制字段为二位，则可规定为读/写、只读和只执行等存取方式。如果有一个进程试图去写一个只允许读的存储块时，则将引起操作系统的一次中断。 * 即把页表本身按固定大小分成一个个小页表，每个小页表由210=1024个页表表目构成，每个表目占4字节，所以每个小页表刚好占一个页面（页面大小为212=4kb）。一共有210=1k个小页表。为了对这1k个小页表进行管理和索引查找，设置了一个页表目录，也称之为顶级页表或一级页表，该页目录包含有1k个表目项，分别指出每个次级小页表所在的物理块号和其他有关状态信息。这样，每个作业有一个页目录（一级页表），它的每个表目指向一个二级页表。页目录本身也刚好是一个页面大小（210=1k，每个表目4个字节） * 页面 是 指一个进程的逻辑空间分成的若干个大小相等的片 与之相对应，内存物理空间也划分若干个大小相等的物理块 页表的作用 记录进程的页号与物理块的对应关系 分页地址中的地址结构为 页号+页内地址 基本的地址变换机构 页表始址+页号*页表项长度 得到相应表项在页表中的位置，从中可得到该页的物理块号，其与页内地址组合在一起，即得到了要访问的内存的地址。 页表位于内存中，访问数据需要两次访问内存。 具有快表的地址变换机构 增设一个高速缓冲寄存器，用以存放要访问的那些页表项。在拿到页号时，先将页号在该高整缓存中的所有页号比较。如果找到，可直接从快表中读出该页对应的物理块号；如果未找到，则再访问内存中的页表，找到后修改快表。 两级和多级页表 为了解决页表需要占大量内存连续