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  • 引入分段存储管理方式的目的,则主要是为了满足用户(程序员)在编程和使用上多方面的要求。

    引入分段存储管理方式的目的:

    主要是为了满足用户(程序员)在编程和使用上多方面的要求。

    在分段存储管理方式中,作业的地址空间被划分为若干个段,每个段定义了一组逻辑信息

    例如,有主程序段MAIN、子程序段X、数据段D及栈段S等(如下段表图)。每个段都有自己的名字。为了实现简单起见,通常可用一个段号来代替段名,每个段都从0开始编址,并采用一段连续的地址空间。段的长度由相应的逻辑信息组的长度决定,因而各段长度不等。整个作业的地址空间由于是分成多个段,因而是二维的,亦即,其逻辑地址由段号(段名)和段内地址所组成。



    段表

    在前面所介绍的动态分区分配方式中,系统为整个进程分配一个连续的内存空间。而在分段式存储管理系统中,则是为每个分段分配一个连续的分区,而进程中的各个段可以离散地移入内存中不同的分区中。为利用段表实现地址映射使程序能正常运行,亦即,能从物理内存中找出每个逻辑段所对应的位置,应像分页系统那样,在系统中为每个进程建立一张段映射表,简称“段表”。每个段在表中占有一个表项,其中记录了该段在内存中的起始地址(又称为“基址”)和段的长度,如下图所示。段表可以存放在一组寄存器中,这样有利于提高地址转换速度,但更常见的是将段表放在内存中。


    地址变换机构


    为了实现从进程的逻辑地址到物理地址的变换功能,在系统中设置了段表寄存器,用于存放段表始址和段表长度TL。在进行地址变换时,系统将逻辑地址中的段号与段表长度TL进行比较。若S>TL,表示段号太大,是访问越界,于是产生越界中断信号;若未越界,则根据段表的始址和该段的段号,计算出该段对应段表项的位置,从中读出该段在内存的起始地址,然后,再检查段内地址d是否超过该段的段长SL。若超过,即d>SL,同样发出越界中断信号;若未越界,则将该段的基址d与段内地址相加,即可得到要访问的内存物理地址。
    下图示出了分段系统的地址变换过程。


    像分页系统一样,当段表放在内存中时,每要访问一个数据,都须访问两次内存,从而极大地降低了计算机的速率。解决的方法也和分页系统类似,再增设一个联想存储器用于保存最近常用的段表项。由于一般情况是段比页大,因而段表项的数目比页表项的数目少,其所需的联想存储器也相对较小,便可以显著地减少存取数据的时间,比起没有地址变换的常规存储器的存取速度来仅慢约10%~15%。







    本文由Cout_Sev 搜集整理并修改

    自《计算机操作系统(第三版)》(西安电子科技大学出版社),

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  • 文章目录1.分页存储管理定义2.分页存储管理地址的转换3.页表4.基本地址变换机构5.具有快表的地址变换机构6....分段引入目的11.分段存储管理结构12.分段存储管理地址变换机构13.分页和分段13.1 分页和分

    1.分页存储管理定义

    • 分页存储管理系统将进程的逻辑地址空间分为若干页面,并加以编号;同时,把内存地址空间分为若干内存块,并加以编号。
    • 页面大小:当页面过小时,虽然可以减少内存碎片,有利于提高内存利用率,但会造成每个进程占用过多页面,从而导致页表过长,占用大量内存空间;当页面过大时,虽然可以减小页表的长度,提高页面换出换入速度,但页内碎片变大。因此,页面大小应该适中,而且页面大小为2的整数幂,通常为1KB-8KB。
    • 操作系统以内存块为单位为每个进程分配内存空间,进程中的每个页面与内存块对应,每个页面没有必要连续存放,也没有必要按顺序存放

    2.分页存储管理地址的转换

    • 算出逻辑地址对应的页号页号=逻辑地址/页面长度
    • 要知道该页号对应页面在内存中的起始位置
    • 算出逻辑地址对应偏移量页面偏移量=逻辑地址%页面长度
    • 物理地址=页面起始地址地址+页面偏移量。
    • 总结:如果每个页面的大小为2的k次方,用二进制表示逻辑地址,则末尾k位表示页内偏移量,前面部分表示页号。因此一般页面大小为2的整数幂。

    3.页表

    • 作用:实现从逻辑地址物理地址的映射。
    • 一个进程对应一张页表,每个页表项的长度相同,页号是隐藏的。
    • 进程中的每一页面对应一个页表项,每个页表项有页号和内存块号组成。
    • 页表记录页面内存块之间的对应关系。

    4.基本地址变换机构

    • 图解

    5.具有快表的地址变换机构

    • 具有快表的地址变换机构是基础地址变换机构的改进版
    • 快表:一种访问速度比内存快得多的高速缓存器,用来存放当前访问的若干页表项,可以加快地址变换的过程。
    • 依据特性:时间局部性和空间局部性。
    • 图解

    6.单级页表

    6.1 单级页表访问时间

    • 第一次访问内存时间:查找页面对应的页表项所消耗的时间t1。
    • 第二次访问内存时间:页表项的内存块号和页面偏移量形成实际物理地址,访问该物理地址所消耗的时间t2。
    • 基础地址转换机构:T = t1 + t2;
    • 引入快表转换机构:T = t + (1-a)*t1 + t2;。其中a表示命中率,t表示查询块表需要的时间。

    6.2 单级页表存在的问题

    • 页表必须连续存放,因此页表很大时,需要占用很多连续的内存空间。
    • 没有必要让整个页表常驻内存,因为进程在一段时间内只需访问一些特定的页面。

    7.两级页表

    7.1 两级页表原理图

    • 两级页表的图示
    • 对于正在运行的进程,必须将一级页表调入内存,而二级页表只需调入一页或者多页即可。

    7.2 两级页表逻辑地址转换成物理地址

    • 按照地址结构将逻辑地址拆分成三部分
    • PCB中读取一级页表地址,再根据一级页表查找二级页表存放的位置
    • 根据二级页表找到最终要访问的内存块号
    • 内存块号结合页内偏移量得到实际物理地址。

    7.3 两级页表访问次数分析(假设没有快表)

    • 第一次:访问一级页表。
    • 第二次:访问二级页表。
    • 第三次:访问实际物理地址。

    8.反置页表

    8.1 反置页表引入目的

    • 为了减少页表占用的内存空间。
    • 物理内存空间大小有关,与逻辑内存空间无关。

    8.2 反置页表实现

    • 一般页表的表项是按页号进行排序,页表项中的内容是物理块号。而反置页表是为每一个内存块设置一个页表项并将按内存块号排序,其中的内容则是页号及其隶属进程的标志符

    8.3 反置页表地址转换

    • 在利用反置页表进行地址变换时,是用进程标志符和页号去实现。
    • 若检索完整个页表都未找到与之匹配的页表项,表明此页此时还没有调入内存,对于具有请求调页功能的系统应产生请求调页;若无此功能则表示地址出错。
    • 如果检索到与之匹配的表项,则该页表项的序号便是该页所在的内存块号,将该内存块号与页内偏移量一起构成物理地址。

    8.4反置页表基于关联内存实现

    • 如果内存块数比较大时,成本开销大。
    • 如果内存块数比较小时,页寄存器可以被放置在关联内存。如果查找成功内存块被提取,否则出现异常。
    • 限制因素:大量的关联内存非常昂贵,难以在单个时钟周期内完成,耗电。

    8.5反置页表基于哈希算法实现

    • 需要设置性能良好的哈希算法减少碰撞。

    9.分段的引入目的

    • 方便编程:逻辑地址由段号和段内偏移量组成。
    • 共享信息:共享过程中建立独立的段
    • 保护信息:以信息的逻辑单元为单位。
    • 动态增长数据不断增长,且动态增长。
    • 动态链接以段作为基本单位进行链接。

    10.分段存储管理结构

    • 图解段表
      在这里插入图片描述
    • 段号:位数决定每个进程最多可以分为几段。
    • 段内偏移量:位数决定每个段的最大长度。
    • 段表寄存器:存放段表始址和段表长度。
    • 段表项:每个段对应一个段表项,其中记录该段在内存中的起始位置段的长度

    11.分段存储管理地址变换机构

    • 图示

    12.分页和分段

    12.1 分页和分段对比

    • 页是信息的物理单位,主要是为了消减外部碎片,从而提高内存利用率,对用户不可见;段是信息的逻辑单位,主要是为了满足用户需求,对用户可见,用户需要显式给出段名。
    • 页的大小是固定的;段的大小不是固定的,取决于用户编写的程序。
    • 分页的地址是一维的,因为相邻的页的地址在数值上是连续的;分段的地址是二维的,因为相邻的段的地址在数值上是非连续的
    • 分段比分页更容易实现共享信息和保护信息,共享的前提是纯代码,不属于临界区。
    • 分页第一次查询页表,第二次访问目标单元;分段第一次查询段表,第二次访问目标单元

    12.2 分页和分段优缺点

    • 分页管理:优点是内存利用率高,不产生外部碎片,只有少许的页内碎片;缺点是不按照逻辑模块编程,没有实现共享信息和保护信息。
    • 分段管理:优点是按照逻辑模块编程,实现共享信息和保护信息;缺点是段过大时分配连续内存空间不方便,同时产生外部碎片。

    13.段页式存储管理

    13.1 段页式存储管理结构

    • 原理分段和分页结合,即将用户进程分为若干段,再将每个段分成若干页,为每一个段赋予段名。
    • 段页式结构图示

    13.2 段页式存储管理地址变换机构

    • 图示
    • 引入快表:用段号和段内页号作为查询快表的关键字。若快表命中则仅需一次内存访问(访问实际物理地址)。

    14.分页存储管理的相关面试题

    15.分段存储管理的相关面试题

    1.分段的共享和保护怎么实现

    • 分段、锁机制
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  • 基本分段存储管理方式

    千次阅读 2013-01-25 10:17:13
    如果说推动存储管理方式从固定分区到动态分区分配,进而又发展到分页存储管理方式的主要动力,是提高内存利用率,那么,引入分段存储管理方式的目的,则主要是为了满足用户(程序员)在编程和使用上多方面的要求,...

    基本分段存储管理方式

    如果说推动存储管理方式从固定分区到动态分区分配,进而又发展到分页存储管理方式的主要动力,是提高内存利用率,那么,引入分段存储管理方式的目的,则主要是为了满足用户( 程序员)在 编程和使用上多方面的要求,其中有些要求是其它几种存储管理方式所难以满足的。因此,这种存储管理方式已成为当今所有存储管理方式的基础。

    编辑本段一、分段存储管理方式的引入

    引入分段存储管理方式,主要是为了满足用户和程序员的下述一系列需要:
    1) 方便编程
    通常,用户把自己的作业按照逻辑关系划分为若干个段,每个段都是从0开始 编址,并有自己的名字和长度。因此,希望要访问的 逻辑地址是由段名(段号)和段内 偏移量(段内地址)决定的。例如,下述的两条指令便是使用段名和段内地址:
    LOAD 1,[A] |〈D〉;
    STORE 1,[B] |〈C〉;
    其中,前一条指令的含义是将分段A中D单元内的值读入 寄存器1;后一条指令的含义是将寄存器1的内容存入B分段的C单元中。
    2) 信息共享
    在实现对程序和数据的共享时,是以信息的逻辑单位为基础的。比如,共享某个例程和函数。分页系统中的“页”只是存放信息的物理单位(块),并无完整的意义,不便于实现共享;然而段却是信息的逻辑单位。由此可知,为了实现段的共享,希望存储管理能与 用户程序分段的组织方式相适应。
    3) 信息保护
    信息保护同样是对信息的逻辑单位进行保护,因此,分段管理方式能更有效和方便地实现信息保护功能。
    4) 动态增长
    在实际应用中,往往有些段,特别是 数据段,在使用过程中会不断地增长,而事先又无法确切地知道数据段会增长到多大。前述的其它几种存储管理方式,都难以应付这种动态增长的情况,而分段存储管理方式却能较好地解决这一问题。
    动态链接是指在作业运行之前,并不把几个 目标程序段链接起来。要运行时,先将主程序所对应的 目标程序装入内存并启动运行,当运行过程中又需要调用某段时,才将该段(目标程序)调入内存并进行链接。可见, 动态链接也要求以段作为管理的单位。

    编辑本段二、分段系统的基本原理

    1. 分段

    在分段存储管理方式中,作业的 地址空间被划分为若干个段,每个段定义了一组逻辑信息。例如,有主程序段MAIN、 子程序段X、 数据段D及栈段S等,如图4-17所示。每个段都有自己的名字。为了实现简单起见,通常可用一个段号来代替段名,每个段都从0开始 编址,并采用一段连续的 地址空间。段的长度由相应的逻辑信息组的长度决定,因而各段长度不等。整个作业的 地址空间由于是分成多个段,因而是二维的,亦即,其 逻辑地址由段号(段名)和段内地址所组成。
    分段地址中的地址具有如下结构:
    在该地址结构中,允许一个作业最长有 64 K个段,每个段的最大长度为64 KB。 分段方式已得到许多 编译程序的支持, 编译程序能自动地根据 源程序的情况而产生若干个段。例如,Pascal编译程序可以为 全局变量、用于存储相应参数及返回地址的过程调用栈、每个过程或函数的代码部分、每个过程或函数的 局部变量等等,分别建立各自的段。类似地,Fortran 编译程序可以为公共块(Common block)建立单独的段,也可以为数组分配一个单独的段。装入程序将装入所有这些段,并为每个段赋予一个段号。

    2.段表

    在前面所介绍的动态分区分配方式中,系统为整个进程分配一个连续的内存空间。而在分段式存储管理系统中,则是为每个分段分配一个连续的分区,而进程中的各个段可以离散地移入内存中不同的分区中。为
    利用段表实现地址映射

      利用段表实现地址映射

    使程序能正常运行,亦即,能从 物理内存中找出每个逻辑段所对应的位置,应像 分页系统那样,在系统中为每个进程建立一张段映射表,简称“段表”。每个段在表中占有一个表项,其中记录了该段在内存中的起始地址(又称为“ 基址”)和段的长度,如右图所示。段表可以存放在一组 寄存器中,这样有利于提高 地址转换速度,但更常见的是将段表放在内存中。

    3.地址变换机构

    为了实现从进程的逻辑地址到物理地址的变换功能,在系统中设置了段表寄存器,用于存放段表始址和段表长度TL。在进行地址变换时,系统将逻辑地址中的段号与段表长度TL进行比较。若S>TL,表示段号太大,是访问越界,于是产生越界中断信号;若未越界,则根据段表的始址和该段的段号,计算出该段对应段表项的位置,从中读出该段在内存的起始地址,然后,再检查段内地址d是否超过该段的段长SL。若超过,即d>SL,同样发出越界中断信号;若未越界,则将该段的 基址d与段内地址相加,即可得到要访问的内存物理地址。
    下图示出了分段系统的地址变换过程。 分页系统一样,当段表放在内存中时,每要访问一个数据,都须访问两次内存,从而极大地降低了计算机的速率。解决的方法也和 分页系统类似,再增设一个 联想存储器,用于保存最近常用的段表项。由于一般情况是段比页大,因而段表项的数目比 页表项的数目少,其所需的 联想存储器也相对较小,便可以显著地减少存取数据的时间,比起没有地址变换的常规存储器的存取速度来仅慢约10%~15%。

    编辑本段三、信息共享

    分段系统的一个突出优点,是易于实现段的共享,即允许若干个进程共享一个或多个分段,且对段的保护也十分简单易行。在 分页系统中,虽然也能实现程序和数据的共享,但远不如分段系统来得方便。我们通过一个例子来说明这个问题。例如,有一个 多用户系统,可同时接纳40个用户,他们都执行一个文本编辑程序(Text Editor)。如果文本编辑程序有160 KB的代码和另外40 KB的数据区,则总共需有 8 MB的内存空间来支持40个用户。如果160 KB的代码是可重入的(Reentrant),则无论是在 分页系统还是在分段系统中,该代码都能被共享,在内存中只需保留一份文本编辑程序的副本,此时所需的内存空间仅为1760 KB(40×40+160),而不是8000 KB。
    假定每个页面的大小为4 KB,那么,160 KB的代码将占用40个页面,数据区占10个页面。为实现代码的共享,应在每个进程的 页表中都建立40个页表项,它们的物理块号都是21#~60#。在每个进程的 页表中,还须为自己的数据区建立页表项,它们的物理块号分别是61#~70#、71#~80#、81#~90#,…,等等。右图是 分页系统中共享editor的示意。
    在分段系统中,实现共享则容易得多,只需在每个进程的段表中为文本编辑程序设置一个段表项。下图是分段系统中共享editor的示意图。
    可重入代码(Reentrant Code)又称为“ 纯代码”(Pure Code),是一种允许多个进程同时访问的代码。为使各个进程所执行的代码完全相同,绝对不允许 可重入代码在执行中有任何改变。因此, 可重入代码是一种不允许任何进程对它进行修改的代码。但事实上,大多数代码在执行时都可能有些改变,例如,用于控制程序执行次数的 变量以及 指针信号量数组等。为此,在每个进程中,都必须配以局部数据区,把在执行中可能改变的部分拷贝到该数据区,这样,程序在执行时,只需对该数据区(属于该进程私有)中的内容进行修改,并不去改变共享的代码,这时的可共享代码即成为可重入码。

    编辑本段四、分页和分段的主要区别

    分页和分段系统有许多相似之处。比如,两者都采用离散分配方式,且都要通过 地址映射机构来实现地址变换。但在概念上两者完全不同,主要表现在下述三个方面。
    (1) 页是信息的物理单位,分页是为实现离散分配方式,以消减内存的外零头,提高内存的利用率。或者说,分页仅仅是由于系统管理的需要而不是用户的需要。段则是信息的逻辑单位,它含有一组其意义相对完整的信息。分段的目的是为了能更好地满足用户的需要。
    (2) 页的大小固定且由系统决定,由系统把 逻辑地址划分为页号和页内地址两部分,是由机器硬件实现的,因而在系统中只能有一种大小的页面;而段的长度却不固定,决定于用户所编写的程序,通常由 编译程序在对 源程序进行编译时,根据信息的性质来划分。
    (3) 分页的作业 地址空间是一维的,即单一的 线性地址空间,程序员只需利用一个记忆符,即可表示一个地址;而分段的作业地址空间则是二维的,程序员在标识一个地址时,既需给出段名,又需给出段内地址。
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  • 基本分段内存管理的引入引入分页内存管理方式的目的是提高内存空间利用率,而引入分段内存管理目的是满足程序员在编程和使用上的多方面要求: 方便编程:用户可以把自己的作业按照逻辑关系划分为若干个段,而且每...

    操作系统-内存管理-基本分段内存管理方式


    1.基本分段内存管理的引入

    引入分页内存管理方式的目的是提高内存空间利用率,而引入分段内存管理的目的是满足程序员在编程和使用上的多方面要求:

    1. 方便编程:用户可以把自己的作业按照逻辑关系划分为若干个段,而且每一个段的地址都是从0开始编址的,并且具有自己的段名和长度。逻辑地址是由段名(段号)和段内偏移量(段内地址)组成的。
    2. 信息共享:在实现对程序和数据的共享时,是以信息的逻辑单位为基础的,而段恰恰是这样的逻辑单位(页只是存放信息的物理块,并无实际的含义)。
    3. 信息保护:在实现对信息的保护时,也是以信息的逻辑单位为基础的。
    4. 动态增长:在实际的应用中,有些段(数据段)会随着程序的运行而不断的动态增长,而且事前不知道数据段会增长到多大。
    5. 在运行时动态链接中,主程序会在运行过程中调用某段时才将该段调入内存并进行链接。可见运行时动态链接也要求以段作为内存管理单位。

    2.基本分段内存管理

    • 在分段内存管理中,作业的地址空间被划分成若干个段,每个段定义了一组逻辑信息(即对每个段的数据进行分类,比如主程序段MAIN,子程序段X,数据段D,堆栈S)。
    • 每个段都有自己的段名,段名对应着一个段号,并且每个段都从0开始编址。
    • 每个段都有一段连续的地址空间。
    • 每个段的长度由相应的逻辑信息组决定,因而每个段的长度不同。
    • 整个逻辑地址空间有多个从0开始编址的段,所以逻辑地址空间是二维的。
    • 逻辑地址=段号(段名)+段内地址。
    • 很多的编译程序会自动的按照源程序的情况产生若干个段。
    • 装入程序会装入这些段并未每个段赋予段号。
    • -

    2.1.段表

    • 为了能在物理内存中找到各个逻辑段的位置,需要为每一个进程建立一张段表。
    • 每一个段表中的表项记录了该段在内存中的起始地址和段的长度。
    • 段表相当于页表,可以实现逻辑地址到物理地址的转换。

    2.2.地址变换

    • 段表页可以使用TLB存储来提高地址转化的速度。
    • 段一般比页大,所以段表项的数目会比页表项的数目少很多,所需要的TLB的存储空间也会少很多。
    • 地址变换步骤:
    (1)地址变换机构自动将逻辑地址分为段号和段内地址。
    (2)将段号与段表长度进行比较,若段号大于等于段表长度,则触发越界中断。
    (3)以段号为索引检索段表获取段表项。段表项的位置 = 段表始址+(段号*段表项长度)。
    (4)从获取的段表项中得到分段基址和分段的段长。
    (5)将段内地址与段长进行比较,若段内地址大于段长,则触发越界中断。
    (6)将段基址与段内地址相加即可得到物理地址。

    2.3.分页和分段的区别

    1. 页是信息的物理单位,分页的目的是为了消除零头(碎片),进而提高内存空间利用率。分页仅仅系统管理内存的需要,而不是用户的需要;段是信息的逻辑单位,它能够更好的满足用户的需求。
    2. 页的大小是由系统决定的;而段的大小取决于用户编写的程序。
    3. 分页的逻辑地址空间是一维的,程序员在程序设计时只需利用一个记忆符(这个记忆符是啥我暂时不太了解)即可表示一个地址;段的逻辑地址空间是二维的,程序员在程序设计时需利用段名和段内地址才可表示一个地址。
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  • 操作系统基本分段存储管理方式

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