LINUX操作系统教程课件第五章幻灯片.pptVIP

* 一个作业若有n个页，那么就为它分配n个块，每页装入一块。通常作业的最后一页不满，但是也分配一块。 分页式管理分配给作业的块不要求是相互邻接的，即块间的地址可以是不连续的，但是块内地址连续，块的大小固定。 * 作业的逻辑地址空间一般是一个从零开始的一维线性地址空间，但是通常块和页的大小是2的幂，如1K字节，所以作业的逻辑地址可以解释为由两部分组成：页号和页内偏移。页内偏移范围与内存块的大小有关，页号的范围还取决于逻辑地址的位数。例如，若地址寄存器的长度为16位，块的大小为1K字节，则页内偏移变化范围为0~1023（即1×1024-1）字节，这需要10位来进行描述，剩下的6位就是用来描述页号，其范围是0~63（即26-1），地址结构如下： 15 10 9 0 页 号P 页内偏移W 在分页存储管理方式中，为了对作业占据的内存块实施管理，对每一个作业建立一张页表。页表指出逻辑地址中页号与主存中块号的对应关系。页表的一般包括页号与块号。 作业的逻辑地址到物理地址的变换是通过页表来实现的，即动态地址重定位是通过页表来实现的。 * 页表是每个作业一张，正在运行的作业的页表的起始地址和页表长度要装入页表控制寄存器。上面的地址变换是借助硬件的地址变换结构来实现的。地址变换关系如下： 页表起始地址=（页表控制寄存器） 页表中页号为P的表目地址=（页表控制寄存器）+页表表目长度×P，由此获得对应的内存块号P’。 物理地址= P’×块长+页内偏移W 由图上例子可见，虽然作业被存放在若干个不连续的块中，但在作业执行中总是能按确切的地址进行存取。 * 快表：由于需要利用页表进行地址变换，而页表存放在内存，所以在按给定的逻辑地址进行一次读/写时，必须两次访问内存，即第一次访问内存中的页表，第二次读/写相应的内存单元，这使得存取速度下降。为了提高存取速度，改进的办法是采用比内存速度快得多的高速存储器来存放常用页的页表，这个快速页表称为快表。 高速存储器是比内存存取速度快得多，但是价格也更高的存储器，故一般是小容量的。快表是页表的一部分存放在高速存储器中的一个副本。 有了快表后，地址变换的过程变为：按逻辑地址中的页号查快表，若快表中登机有此页号，则由块号和页内偏移形成物理地址；若块表中查不到此页号，则再查内存中的页表而形成物理地址，同时将此页号及其块号登记到快表。若快表已满，则在往快表中登记新页时，按一定的策略淘汰一个旧的登记项。 * 作业表（JT）和存储分块表（MBT） 作业表：整个系统一张，表中记录了每个作业的运行情况。其中与存储管理有关的信息是页表长度和页表起始地址。调度到该作业运行时，系统把该作业的页表起始地址和页表长度装入页表控制寄存器。 存储分块表：整个系统一张。它登记内存中每个存储块的状态：空闲的还是已分配的。最简单的存储分块表可用一张位示图来具体实现。例如主存的可分配区被分成256块，则可用32个字节来构成位示图，该位示图可存放在主存的专门区域中。其中的每以位于一个主存块相对应，用0/1来表示对应块为空闲/已分配。另用一个字节记录当前空闲块数。 在分页存储管理系统中，作业的分页、内存的分块、作业表和页表的建立、存储分块表的维护、寄存器的设置、地址的变换等都是由操作系统完成的，对用户是透明的。 注释：在该算法中没有考虑虚拟存储，所以分配与释放都比较简单。当作业需要内存空间时，如果当前内存空闲块数不能满足作业要求，则拒绝装入；若能满足要求，则根据作业页面数来分配对应大小的页表，然后根据存储分块表来查找空闲块分配给作业，并在页表上作相应的记录，直到所有页面分配完毕。释放时，只需将存储分块表上对应块号的状态修改为空闲，并将作业表中的相应表目修改为空表目。 * 存储共享：在多道环境下，若干个作业如有都要使用的程序或数据，如编译、编辑程序以及一些子程序库等，则不需要在各个作业的内存空间都保留它们的副本，而只是将这些共同的程序或数据存放在某个内存区域内，各作业可以共同访问它，亦即只需在内存中保存一个这些共同程序或数据的副本。采用分页存储管理方式可以实现存储共享。 上图中，在不同的作业A、B、C的页表中，它们中都各自有一个页面对应与同一个内存块号，这样该内存块便被三个作业A、B、C共享。 注意：由于分页存储管理的页不是按具体应用的逻辑意义来划分的，则可