操作系统页式存储管理.ppt

1、6.4页式存储管理，6.4.1基本原理6.4.2管理6.4.3硬件支持6.4.4静态页式管理6.4.5请求页式管理6.4.6页式管理的优缺点，6.4.1页号由0创建，页内地址由存储器空间按页面大小分为相等大小的区域，称为存储器块(物理页)存储器分配，以页面单位分配，按作业的页数分配。 逻辑上邻接的页并不限于物理上邻接，6.4.2管理、页表：系统针对每个过程制作页表，页表提供逻辑页编号与具体的存储器块编号的关系。6.4.3硬件支持、p、页表、地址过境、l、比较、P=l、b、页号p、页内地址d、页号p的页内地址您可以在页面表格：每个进程中使用简单的基于页面管理的数据结构。 有描述该进程占有的物理页

2、和逻辑数组的顺序的页表的逻辑页号(本进程的地址空间)物理页号(实际内存空间)存储页表：整个系统有一个存储页表，表示物理内存区域的分配使用情况数据结构：位图，空页链表请求表：整个系统都有一个请求表，描述每个进程页表在系统中的位置和大小，可以用于地址转换，也可以与每个进程的PCB联接，2 .算法页表有n页的空页或不被分配，因此，设定请求表，将页表的开头地址、页表的长度放入请求表，分配状态，分配n页， 为了缩短物理页号物理地址的检索时间，页内偏移地址检索处理页表导入快速表，进行内容检索(associative mapping )，即逻辑页号物理页号、页长1k、命令load1、页内偏移地址检索处理页表

3、首先，需要页表地址寄存器和页表长度寄存器。 系统从请求表中检索调度的运行进程页表的起始地址和长度，并将其引入发送器以找到页表。 从伪地址100可以看出，如果在第0页的第100单元中执行了命令，且对应存储器地址达到1024*2100=2148cpu的第2148个单元，则有必要从伪地址2500获取数据。首先，地址转换机制包括如可以在页面表452中看到的，与存储器8号相对应，存储器地址将由硬件地址转换机制自动地完成1024 * 8，452=8644或者更大。 优点：没有外部片段，各内部片段不超过页面大小。 没有必要连续存储一个程序。 容易更改程序占用空间的大小。 即，随着程序的执行，动态地生成的数据

4、量增多，与之相应地也可增加地址空间。 缺点：所有程序都加载到内存中，并受内存可用页数的限制。 6.4.5基于动态(请求)页面的管理是在进程开始运行之前加载一些页面，而不是加载所有页面，然后根据进程的执行需要动态加载其他页面，因为内存已满，所以新的请求页表达式的地址转换与静态页表达式相同。 但是，由于仅使一部分页面驻留在存储器中，所以如何发现不存在于存储器中的虚拟页面，以及如何处理是必须基于请求页面进行处理的问题。第一个问题可以通过扩展页表来解决，第二个问题是当内存中没有可用页时页替换算法。页表条目、页号、常驻位、存储器块号、外部存储器开始地址、访问位、变更位常驻位(中断位):表示页存在于存储器

5、中还是存在于外部存储器访问位中的操作系统输出该中断信号调用缺页中断处理程序，根据页表中赋予的外部存储器地址，如果存储器中有空块，则分配1页，将新的转入页放入存储器中，如果页表中没有空块，则分配某页注册速度表，发出页中断，主要保存，副保存，创建绝对地址，继续执行指令，再次执行中断的指令，返回现场，调整页表和主要分配的表，加载必要的页随机替换算法先进先出算法(FIFO )最近最旧的未使用算法(LRU，最近使用的)时钟页替换算法(Clock Policy )最佳替换算法(OPT，optimal ) )每页性能差。 以前转入的页面多是在FIFO算法下反复转入和转出的频繁访问的页面。 并且有Belady

6、现象。 Belady现象使用FIFO算法时，如果不分配一个过程请求的全部页面，则会产生分配的页数变多、页面不足率反而上升的异常现象。 Belady现象的说明：一个进程p访问m个页，OS将n个内存页分配给进程p。 对于一个接入序列s，缺少页发生的次数是PE(S，n )。n越大，PE(S，n )越大，缺少页发生的次数越小。 Belady现象的原因： FIFO算法的替换特性与进程访问存储器的动态特性不一致，被替换的页面不是进程不能访问的页面。 例如，按照Belady现象的例子，进程p以五页程序访问一个页面的顺序是1、2、3、4、1、2、5、1、2、3、4、5。 如果内存分配了三个页面，则缺少的页面如

7、下：单击12次访问有9次缺少的页面。 如果为内存分配了4页，则缺页如下： 12次访问有10次缺页，2 .在最近最旧的未使用算法(LRU )中，已废除该算法的页是最近很长一段时间未访问的页。 这基于当运行程序时拥有的局部性考虑，即，刚使用的页面可能被立即使用，但长期未使用的页面一般可能不会被立即使用。 将三个主存储指定给某个作业，并且顺序访问该作业的页码是4、3、0、4、1、1、2、3、2。 因此，当访问这些页面时，页面淘汰序列的改变如下：3 .时钟页面替换算法，其中，当一个页面第一次加载到主存储器中时，其“参考比特”设置为0。 访问主存储中的任何页面时，将“浏览位”设置为1。 如果要丢弃页面，

8、存储管理将从指针当前指向的页面扫描循环队列，将移动的“参考位”为1的页面的“参考位”清零，跳过该页面淘汰转移的“引用位”为0的页面，并进一步按指针。 这是LRU (最近最早的未使用算法)和FIFO的权衡。 中的组合图层性质变更选项。 如果发生丢失的页面中断，则访问主内存的页面指向page727，指针指向page45 (页面框2 )。 如下执行Clock页面替换算法：由于page45的“参考比特”为1，它不被淘汰，仅清除其“参考比特”，并且将指针前进。同样，page191 (在页面框3中)也不被替换，清除其“参照比特”并使指针继续前进。 在作为下一页的页556 (在页框4中)，由于其“参考比特”

9、为0，其中页556由页727来替换，页727的“参考比特”由1来替换，并且指针在下一页的页13 (在页中)中被替换4 .替换选择了最佳算法(OPT、optimal )、“以后不使用”或“出现在离现在最远的位置”的页面。 这是理想的情况，实际执行是无法预测的，所以无法实现。 成为性能评价的依据。 (1)分配给进程的物理页数(2)页本身的大小(3)程序的制作方法(4)页淘汰算法，影响缺失页次数的因素，例3 :存储器分配1页，初始第1页存储器页大小是128个整数矩阵a 1288 程序编制方法2:fori 3360=1to 128 forj 3360=1to 128 ai、j:=0。 6.4.6页式管理的优缺点是，对于分区管理，静态页式有效地解决了外部片段的问题(当然有少量的内部片段)。 但是，由于所有基于静态页的请求都已装载，且不支持虚拟存储，因此存在基于请求页的请求，并且允许某些装载。当然，请求页表达式可以更有效地利用有限的内存页，但是这种方法会导致缺页率问题， 特别是需要有效地解决页面置换的问题无论是静态的还是请求方式，大多从物理页面的角度考虑问题来解决，有时需要从逻辑的角度考虑问题(共享等)，引入了分段的管理方法。课题：某程序给内