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  • 分页存储管理方式

    2020-04-08 12:40:48
    原理 分页存储管理原理: 假设一个进程大小1KB,我们把1KB分成若干个大小相同的块,叫做一个页面或一页;...基本分页存储管理(简单分页存储管理)的原理: 当一个作业需要被调入内存...

    原理

    分页式存储管理的原理:

    假设一个进程大小1KB,我们把1KB分成若干个大小相同的块,叫做一个页面或一;每页加以编号,从0开始。同时把内存空间分割成与页面大小相同大小的一块块,叫做或者页框;这样将进程装入内存时,就以块为单位,将进程分为多个部分装入不相邻的物理块中。(进程的最后一页经常装不满而形成页内碎片)

    基本分页式存储管理(简单分页式存储管理)的原理:

    当一个作业需要被调入内存时,系统先判断是否能满足该进程需要的块数。满足则调入内存,不满足则不调入内存。

    请求分页式存储管理的原理:

    作业调入内存时,系统不需要满足作业的全部需要,可以只给作业中要运行的部分分配内存块,其余的部分仍留在外存,什么时候执行什么时候分配内存块。

    页面与页表

    页面大小的选择:

    页面大小是由机器的地址结构决定的,32位/64位。一种机器的只能有一种大小的页面,通常是几KB到几十KB。

    页面过大过小都存在弊端。页面过小可以充分利用内存,但是页表(一个作业的所有页组成一个页表)过长,大量占用内存。

    页面过大,虽然可以使页表变短,占用内存较小,但是会存在大量的内碎片,内存利用率低。

    地址结构:

    基本分页式存储管理(简单页式存储管理)的实现

    地址变换机构

    两级和多页表

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  • 在执行过程中访问的页若已在内存,进行动态的地址重定位,执行指令(同基本分页存储管理) 2. 请求分页式存储管理 在执行过程中访问的页未装入内存时,产生缺页中断,进程阻塞,等待从磁盘动态装入页面; 缺页装入...

    1. 基本原理要点

    • 内存分大小想的帧(Frame);
    • 进程按照帧的大小被分为若干页(Page);
    • 进程仅装入部分页面,即开始执行
    • 在执行过程中访问的页若已在内存,进行动态的地址重定位,执行指令(同基本分页存储管理)

    2. 请求分页式存储管理

    • 在执行过程中访问的页未装入内存时,产生缺页中断,进程阻塞,等待从磁盘动态装入页面;
    • 缺页装入以后,进程转入就绪,可以参与调度继续执行;
    • 内存无空闲可用帧时,暂时不用的页面可换出到交换区;
    • 通过页面的换入换出,实现小内存运行大进程。

    3. 进程的一个页面会存在哪里?

    在这里插入图片描述

    4. 数据结构

    1. 位示图在这里插入图片描述
      系统设置一张位示图,记录内存划分为多少个帧,一个帧用0/1记录该帧占用还是空闲。
    2. 页表
      在这里插入图片描述
      为一个进程设置一张页表,记录该进程分了多少页、每一页是否已装入内存、内/外存地址、访问权限等的相关管理信息。
      与基本分页存储管理的页表相比: 扩充页表的内容,增加驻留标志位和页面辅存的地址等信息。

    5. 地址重定位机制

    在这里插入图片描述
    当一个进程调度时, 系统将其页表首址装入CPU中的页表控制寄存器。运行中用相对地址的高端部分作为页号去检索页表,看该页是否已在内存。

    6. 不发生缺页时的地址重定位

    在这里插入图片描述
    若已在内存,就按普通分页机制的方式直接生成物理地址,并将访问标志和修改标志设置好。

    7. 如果访问的页不在内存怎么办?

    在这里插入图片描述
    在缺页中断处理过程中,装入缺页,继续地址重定位

    8. 包含缺页中断的地址重定位

    在这里插入图片描述

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  • 分页存储管理方式介绍及例题

    千次阅读 2018-11-17 00:54:00
    一、引入  在存储器管理中连续...基于这一思想便产生了离散分配方式,根据在离散分配时所分配地址空间的基本单位不同,又可将离散分配方式分为以下三种:(1)分页存储管理方式(2)分段存储管理方式(3)段页式...

    一、引入

      在存储器管理中连续分配方式会形成许多“碎片”,虽然可以通过“紧凑”方法将许多碎片拼接成可用的大块空间,但须为之付出很大的开销,如果一个进程能够直接分散地装入到许多不相邻接的分区中,便可充分的利用空间,无需再进行紧凑。基于这一思想便产生了离散分配方式,根据在离散分配时所分配地址空间的基本单位不同,又可将离散分配方式分为以下三种:(1)分页存储管理方式(2)分段存储管理方式(3)段页式存储管理方式,今天主要介绍分页存储管理方式。分页存储因为将内存固定大小分区,所以不存在外碎片,但是会有内碎片(页内碎片)

    二、分页存储管理的基本方法

    1.页:分页存储管理将进程的逻辑地址空间分成若干个页,并对各页加以编号,从0开始,如第0页,第1页等

    2.物理块(页框):内存物理地址空间按2n等分成页框,并从0开始连续编号:0,1,2等

    3.地址结构:

     分页地址中的地址结构如下:

    它包含两部分内容:第一部分为页号P,后一部分为偏移量d,即页内地址。对某特定机器,其地址结构是一定的。若给定一个逻辑地址空间中地址为A,页面大小为L,则页号和页内地址d可按照下式求得:

        

    其中INT是整除函数,括号表示向下取整,MOD是取余函数由此,作业的逻辑结构可以表示为:V=(P,d),

    4.页表(PMT/Page Mapping Table):在分页系统中,允许进程的各个页离散地存储在内存地任一物理块中,为保证进程仍然能够正确地运行,即能在内存中找到各个页面所对应地物理块,系统又为每个进程建立了一张页面印象表,简称页表,它地作用是实现从页号到物理块号的地址映射

     

    5.页表地址寄存器:保存当前执行进程页表的起始地址和页表的长度

    6.分页存储管理方式示例

    三、地址变换机构

    1.基本地址变换(直接地址映像):借助页表、页表寄存器完成作业逻辑地址(虚地址)到内存物理地址的变换

    问题:从虚地址转换为物理地址,然后再完成地址访问,共访问几次主存,效率是多少?  答:共访问两次主存,效率为50%

    2.具有快表的地址变换:增设若干具有并行查询能力的特殊高速缓冲寄存器(联想寄存器\快表),保存当前执行进程的部分\全部页表表目,

    具体流程为:查快表,找到则访问内存直接得物理地址,没找到则先访问内存查页表再访问内存查到物理地址

    3.分页基本地址变换示例:

    4.具有快表的地址变换示例:

    四、例题

    答:因为逻辑地址包括页地址+偏移量,所以逻辑地址的大小为页的数量×页的大小,所以此题应为256×210 = 218

     

    答:(1)逻辑地址为1023,则它所在的页号为1023/1K = 0,它的偏移量为1023 MOD 1K = 1023,所以它对应的主存块为2号块,物理地址为2×1K+1023 = 3071

      (2)逻辑地址为2500,则它所在的页号为2500/1K = 2,它的偏移量为2500 MOD 1K = 452,所以它对应的主存块为6号块,物理地址为6×1K+452 = 6596

      (3)逻辑地址为3500,则它所在的页号为3500/1K = 3,它的偏移量为3500 MOD 1K = 428,所以它对应的主存块为7号块,物理地址为7×1K+428 = 7596

      (4)逻辑地址为4500,则它所在的页号为4500/1K = 4,不存在此页号。所以是越界中断,4500这个逻辑地址有误,超过了此进程的最大页

     

    答:有效访问时间为 t = 20% ×(20 + 100 × 2)+ 80% × ( 20 + 100) = 140ns,是这样的,如果能够在联想寄存器中查到我们要的表,那么只需要一次访问联想寄存器的时间和一次内存访问即可直接找到对应的物理块号,如果在联想寄存器中找不到我们要的表,那么需要先查页表(相当于访问一次内存),再根据页表查询其对应的物理块号(再访问一次内存),所有有效访问时间即为两者的加权之和

     

    答:设命中率为p,则由题意可得方程 p × (100+180) +(1-p)×(100 + 2×180)= 325,解方程得 p = 75% 

    转载于:https://www.cnblogs.com/RB26DETT/p/9972677.html

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  • 请求分页是目前最常用的一种实现虚拟存储器的方式。为了实现请求分页,计算机系统除了要求内存与外存外,还需要请求页表机制,缺页中断机构,地址变换机构。请求页表机制:请求分页系统中主要的数据结构是请求页表。...

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    操作系统原理学习笔记目录

    请求分页中的硬件支持

    • 请求分页是目前最常用的一种实现虚拟存储器的方式。
    • 为了实现请求分页,计算机系统除了要求内存与外存外,还需要请求页表机制,缺页中断机构,地址变换机构。
    • 请求页表机制:
      • 请求分页系统中主要的数据结构是请求页表。
        • 基本功能是将逻辑地址映射成物理地址,为了满足换入换出要求,还增加了四个字段。
      • 状态位P(存在位):指示是否调入内存。
      • 访问字段A:记录一段时间内被访问次数,或多久未被访问。
      • 修改位M:标识调入内存后是否被修改过。
      • 外存地址:指出其外存地址。
    • 缺页中断机构:
      • 请求分页系统中,待访问的页面不在内存时,产生缺页中断,请求OS将所缺页调入内存。
      • 缺页中断作为中断,同样需要保护CPU环境、分析中断原因、转入缺页中断处理程序进行处理、在中断处理完成后再恢复CPU环境等步骤。
      • 但缺页中断与一般中断相比有两个明显区别:
        • 在指令执行期间产生和处理中断信号。
        • 一条指令期间可能产生多次中断。
        • 注:一般中断,出现于指令结束后,才会被检查到。
    • 地址变换机构:
      • 变换过程:
        1. 检索快表,找到了页。
          1. 修改页表项的访问位。
          2. 若是写操作,则修改“修改位置”为1,表示已被修改。
          3. 利用页表项中给出的物理块号和页内地址形成物理地址。
        2. 快表中无该页,在内存中检索,并找到了页。
          1. 从状态位P了解是否调入内存,若调入,则将其加入快表。
          2. 快表满时,根据算法调出部分页。
        3. 内存中未找到页,产生缺页中断,请求OS将该页从外存调入内存。

    请求分页中的内存分配

    • 最小物理块数:
      • 保证进程正常运行所需的最小物理块数。
      • 取决于计算机硬件结构、指令格式、功能、寻址方式。
      • 对于单地址指令:
        • 采用直接寻址,最小物理块数为2.
        • 一块用于存放指令,一块用于存放数据。
      • 间接寻址:
        • 至少三个物理块、
      • 功能较强的机器:
        • 指令长度可能多两个字节,及可能跨两个页面。
        • 至少六个物理块。
    • 内存分配策略:
      • 固定分配局部置换(Fixed Allocation, Local Replacement)
        • 固定分配:为进程分配固定数目物理块。
        • 局部置换:将进程已分配的物理块中,换出一页,再调入一页。
      • 可变分配全局置换(Variable Allocation, Global Replacement)
        • 可变分配:为进程分配一定数目物理块,进程运行期间,根据情况适当增减。
        • 全局置换:将OS中空闲物理块分配给该页,或如从所有进程的物理块中换出调入。
          • 空闲物理块用完时,才从内存中的进程调出。
      • 可变分配局部置换(Variable Allocation, Local Replacement)
    • 物理块分配算法:
      • 平均分配算法。
      • 按比例分配算法:按进程大小的比例分配。
      • 考虑优先权的分配算法。

    页面调入策略

    • 何时调入页面:
      • 预调页策略:
        • 调入预测中会在不久后访问到的页面。
        • 目前成功率仅约50%。
      • 请求调页策略:
        • 仅调入被请求的页面。
    • 从何处调入页面:
      • 拥有足够对换区空间:
        • 全部从对换区调入所需页面。
      • 系统缺少足够的对换区空间:
        • 不会被修改的文件从文件区调入。
        • 可能被修改的文件调到对换区。
      • UNIX方式:
        • 未运行过的页面从文件区调入。
        • 运行过但被换出的页面放在对换区。
        • 部分共享的页面不需要调入,它们已被其他进程调入内存。
    • 页面调入过程:
      • 所访问页面不在内存(存在位为0),发出缺页中断。
      • 中断处理程序保留CPU环境,分析中断原因,转入缺页中断处理程序。
      • 缺页中断处理程序查找页表,得到该页在外存的物理块。
      • 若内存能容纳新页:
        • 则启动磁盘I/O,该页调入内存,修改页表。
      • 若内存已满:
        • 根据置换算法从内存中选取一页准备换出。
        • 待换出的页未修改过(修改位为0),不必写回磁盘,否则写回磁盘。
        • 调入所缺页,修改页表,存在位设置1,将该页写入快表。
      • 缺页调入内存后,根据页表生成访问待访问数据的物理地址,再访问内存数据。
    • 缺页率:
      • 缺页率为:F/(S+F)
        • 访问成功的次数为S。
        • 缺页的次数为F。
      • 受几个因素影响:
        • 页面大小:页面大,缺页率低。
        • 进程所分配物理块的数目:数目多,缺页率低。
        • 页面置换算法。
        • 程序固有特性。
      • 缺页中断处理时间:p*a + (1-p)*b
        • 被调出的页面被修改的概率为p。
        • 处理被修改的缺页中断处理时间为a。
        • 处理未被修改的缺页中断处理时间为b。

    展开全文
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