基本分页内存管理

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为什么要引入基本分页内存管理？

答：在连续存储管理方式中，固定分区会产生内部碎片，动态分区会产生外部碎片。这两种技术对内存的利用率都比较低。而分页式存储管理方式把主存空间划分为大小相等且固定的块，块相对较小，作为主存的基本单位，每个进程也以块为基本单位划分，进程在执行时，以块为单位逐个申请主存中的块空间。

分页式存储管理方式从形式上来看，很像固定分区，但却有着本质的不同点：

1. 块的大小相对于分区来说要小得多
2. 进程也按照块来划分，运行时按照块来申请主存，尽管这样也会产生内部碎片，但是相对于进程的大小来说是非常小的，每个进程平均只产生半个块大小的内部碎片

进程页表：为了便于在内存中找到进程的每个页面对应的物理块，系统为每个进程建立了一张页表，记录页面在内存中对应的物理块号，页表一般存在内存中。

页表的第一部分存的是页号，第二部分存的是物理内存中的块号，页表项的第二部分与逻辑地址的第二部分共同组成物理地址。

物理块（盘块）的分配与回收

• 位示图

  利用位示图（即二维数组Map[m][n]）的一 位（0/1）来表示一个内存物理块（或磁盘盘块）的使用情况，使内存所有物理块（或磁盘上所有盘块）都与一个二进制位相对应

  

• 物理块（盘块）的分配

  1. 根据需求计算确定所需物理块数zKs
  2. 顺序扫描位示图，找出zKs个其值均为空闲“0”的 二进制位
  3. 将所找到的“0”值二进制位Map[i][j]的行/列号转换为与之对应的物理块（盘块）号b： b = n x i + j
  4. 按物理块（或盘块）号分配物理块（或盘块） ，同 时修改位示图和进程页表

• 物理块（盘块）的回收

  1. 将回收物理块（或盘块）的物理块（或盘块）号b 转换为位示图中的行号i和列号j：

     i = b DIV n;

     j = b MOD n;

  2. 按物理块（或盘块）号回收物理块（或盘块）

  3. 根据回收物理块（或盘块）对应二进制位的行/列号，并修改位示图和进程页表

分页内存地址结构及地址变换

一个页表项多长？

每个页表项代表一个页面的地址，一般很小。

以32位逻辑地址为例，字节为编码单位，一个页面的大小为4 KB，所以2的32次方 B 除以4 KB地址空间一共有 1 M 页，则需要log 2 (1 M) = 20 位才能保证表示范围能容纳所有的页面，又因为以字节为编码单位，[20 / 8] = 3 B（字节），所以页表项的大小应该大于等于3 B，取4 B为常见。

所以该页的页号为：页表始址+页号x页表项长度

分页内存地址变换机构

基本的地址变换机构

1. 先将逻辑地址寄存器的页号与页表寄存器的页表长度比较，看是否越界；
2. 若不越界，则页表始址+页号x页表项长度，得到页号。由于进程页表是像数组一样的连续存储的，通过像数组一样地访问下标（页号为下标），查到物理块号；
3. 在物理地址寄存器中，将物理块号与块内地址（也是页内地址）相加得到物理地址；

具有快表的地址变换机构

从上面我们可以看出：CPU要想获取一个数据时，必须两次访问内存：

1、从内存中的页表中，寻找对应的物理块号，将物理块号与页内地址组合成物理地址。

2、根据组合成的物理地址，来获取数据。

所以为了提高效率就引进了快表，什么是快表？

在地址变换机构中，增设一个具有并行查寻能力的特殊高速缓冲寄存器，称为“联想存储器”或“快表”。 用来存放当前访问的若干页表项，加速地址变换过程，命中率达到90%以上 。

在引入快表的分页存储管理方式中，通过快表查询，可以直接得到逻辑页所对应的物理块号，由此拼接形成实际物理地址，减少了一次内存访问，缩短了进程访问内存的有效时间。

但是，由于快表的容量限制，不可能将一个进程的整个页表全部装入快表，不一定每次在快表中都能找到要寻找得页号，所以在快表中查找到所需表项存在着命中率的问题。在快表中查不到还是得往页表中查找。但快表的命中率高，在总体上来说，还是减少了访问内存的时间。

两级页表

为什么要引入两级页表？

由于引入了分页管理，进程在执行时不需要将所有页都调入内存页框中，只要将保存有映射关系的页表存入内存中即可。

我们这里考虑一下页表的大小，以32位逻辑空间，页面大小4 KB ，页表项大小4 B 为例，若要实现进程对全部逻辑地址空间的映射，则每个进程需要需要2的20次方个页表项。2的20次方个页表项 * 4 B ，为4 MB ，也就是说每个进程在页表项这一块就需要4 MB 的主存空间，显然这是比较大的内存占用。即使不考虑对全部逻辑地址空间的映射，一个逻辑地址空间稍大的进程，其页表项所占用的主存空间也是过大的。

所以，为了压缩页表，我们将页表映射的思想进一步延伸，使用一个层次结构的页表——两级页表。

基本思想

对页表按内存物理块大小进行分页，对它们进行 编号并离散地存放亍不同的物理块中；同时为离 散分配的页表分页再建立一张页表，称之为外层 页表，以记录各页表分页对应的物理块号 。

以32位逻辑地址空间、页面大小为4KB的系统为例，若采用一级页表结构，则每个进程页表的页 表项可达1M（2的20次方）个；而若采用两级页表结构，由于各页表分页包含4KB/4B=1K个页表项，故需1K（2的10次方） 个页表分页即可（也就是说每一页的页表有1K个页表项），因此外层页表的外层页号及内 层页号均为10位。此时逻辑地址结构为：

其结构示意图如下：

其地址变换结构如下：

多级页表结构

对亍64位计算机，如规定页面大小仍为4KB，则每 个进程的页表项可达2⁶⁴/4K=2⁵²个，且外层页表可 能有2⁵²/2¹⁰ =242个页表项；即使按每个页表分页 1M个页表项来划分（假设页表项大小4B），页表 分页将达到4MB，而外层页表仍有2⁵²/2²⁰ =4G个 页表项，要占用16GB的连续内存空间。

可见，无论 怎样划分，其结果都是不能接受的。因此，必须采 用多级页表，将16GB的外层页表再进行分页，并将 各个分页离散的分配到不相邻接的物理块中，在利 用第二级的外层页表来映射它们之间的关系。事实 上，对于64位的机器，用三级页表结构都很难适应

反置页表

1. 一般页表的表项是按页号进行排序，而页表项内容 包括物理块号的；反置页表则是为每一个物理块设 置一个页表项并将它们按物理块的号数排序，页表 项内容包括对应页号及其隶属进程的标识符
2. 在利用反置页表进行地址变换时，是用进程标识符 和页号去检索反置页表。若找到与之匹配的表项， 则以该表项序号即该页所在物理块号与页内地址构 成物理地址；否则地址出错或产生调页中断请求
3. 进程外部页表的设立及反置页表Hash检索

其地址变换机构如下：

基本分页内存管理

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