存贮器管理.ppt

图４-８ 利用快表的分页地址映射 ５.２ 数据结构与存贮分配 （１）内存分块表ＭＢＴ 整个系统一个，用以记录所有内存块的使用情况，表目数等于内存块总数，各内存块按序对应一个表目，表目号即块号。表目项可以是占用者名ｎａｍｅ和页号ｐａｇｅｎ。 若ｎａｍｅ＝ＮＩＬ则表示该块为空闲块，ｐａｇｅｎ记录该块被分配后所对应的地址空间中的页号。 （２）页表ＰＭＴ 每个用户进程一个，用以记录进程实体的地址空间与内存空间的映射关系。地址空间中的各页按序对应页表中的一个表目，表目号等于页号，表长等于页数。在一些分页系统中，为了便于管理，每个页表的长度是相等的，于是全部页表被构成一个二维数组ＰＭＴ［ｎ］［ｌｉｍｉｔ］，ｎ为页表个数，它等于用户进程的最大个数，ｌｉｍｉｔ是规定的页表最大长度。若有ＰＭＴｉ］［０］＝ＮＩＬ，表示第ｉ号页表为空闲。进程的ＰＣＢ中记录着相应页表的起始地址和表长。当进程调度程序启动某个进程执行时，将该进程ＰＣＢ中的页表始址和表长装入页表控制器。 （３）计数变量freeblocks 它记录当前空闲块的数目。 ＭＢＴ、ＰＭＴ及freeblocks均放在系统区。 分配程序的调用参数为申请者名name和申请长度x（以字节计）；返回参数是页表的起始地址ｐ和实际长度ｓ（实际表目数），若分配失败，则ｐ＝ＮＩＬ；常量pagesize是规定页长（字节数）。回收程序的调用参数是页表的始址ｐ和实际长度ｓ。 ５.３ 关于碎片 碎片量取决于两个因素： （１）块或页的大小。直观上，块越小内碎片越小，但这要增加系统的其他开销，比如页表增长就要占用更多的内存空间，在实现虚存的请求分页系统中还要增加内外存交换次数。许多分页系统都取页长为１ ０２４字，如ＩＢＭ ３６０和３７０及Ｈｏnｅｗｅｌｌ-Ｍｕｌｉｔｉｃｓ等。但近来的文献资料表明，对页长有取较小的趋势，如ＰＤＰ－１０和ＰＤＰ－２０取５１２字，ＶＡＸ－１１／７８０取１２８字。 (2) 内存中同时运行的作业数J。设系统把用户内存区划分成m块，则碎片率约为（Ｊ／２）ｍ％。 例如，设Ｊ＝１００，用户区为１兆字节且被划分成ｍ＝１ ０００块，即块长为１ Ｋ，于是该系统的最大碎片率约为１００／（２１ ０００ Ｋ）＝０.０５＝５％，故最大碎片量约为０.０５兆字节＝５０ Ｋ字节。 §６ 分 段 管 理 分页技术有效地实现了内存分配的非连续性，解决了碎片问题，从而大大提高了内存利用率。但是对用户作业地址空间进行分页，使之从一个一维地址空间变成二维地址空间是完全由系统进行的。这种分页并不是依据作业内在的逻辑关系，而是对连续的地址空间的一种固定长度的连续划分。一页通常不是一个完整的程序或数据逻辑段。一个逻辑段可能被分成若干页，不同的逻辑段也可能在同一页内。本质上，作业地址空间仍然是从０开始顺序编址的线性地址空间，它没有明显的逻辑结构关系。因此，分页并不是出于用户使用上的需要，它对用户是透明的，而是系统出于管理上的需要，目的是使作业地址空间与内存空间的管理在结构上一致。 ６.２ 实现原理 图４-９ 分段管理的地址映射及保护 系统为每个运行作业在内存建立一张段映射表ＳＭＴ（Ｓｅｇｍｅｎｔ Ｍａｐ Ｔａｂｌｅ），简称段表。根据作业的分段数ｎ，段表建有ｎ个表目 ，表目序号对应于段号，每个表目包含“段长”和“内存起始地址”两项。 系统还设置一个公共的段表控制寄存器ＳＴＣＲ，作业进程进入执行时，系统将它的段表内存地址ｔ及表长ｔｓ装入ＳＴＣＲ。每当进程访问逻辑地址（ｓ，ｄ）时，分段地址映射机构自动完成如下工作： 比较段号ｓ和段表长ｔｓ： ① 若ｓ＞ｔｓ，则为非法访问，发出越界中断。 ② 若ｓ≤ｔｓ，则根据ｔ＋ｓ，找到段ｓ在段表中的相应表目，然后，检查位移量ｄ是否超过段长ｌ，超过则发越界中断；否则将段ｓ的内存起始地址ｂ加上ｄ，形成物理地址。 状态 访问值 内存起址 段长 段号 ６.３ 分段与分页的区别 （１）段是信息的逻辑单位，分段是出于作业逻辑上的要求，对用户来说，分段是可见的；页是信息的物理单位，分页并不是用户作业的要求，而仅仅是为了系统管理内存的方便，分页活动对用户是不可见的。 （２）页的大小固定，由系统决定；段的大小不固定，由用户决定。 （３）把逻辑地址分解成页号和页内位移量是机器硬件的功能，而定义成段号和段内位移量是由用户决定的，故页内没有地址越界问题，而段内位移量存在地址越界问题。 （４）从用户角度，分页的地址空间是个一维地址空间，而分段的地址空间则是二维地址空