分頁儲存管理方式
儲存管理的離散分配方式
1.基本分頁儲存管理
與連續分配方式比較
 作業邏輯地址空間有M大，就需要向記憶體申請一個M大的連續區域。
 分頁的目的是更細粒度的處理空間，減少粗放管理的浪費或開銷問題。
離散分配記憶體：
 作業規定大小劃分成小份；記憶體也按同樣大小劃分成小份
 作業的任一小份可分散放入記憶體任意未使用的小份
分頁方式下，記憶體的使用率高，浪費少。但不是絕對沒有碎片（程序的最後一頁不總是能佔滿一個物理塊）
1.1頁面的概念
記憶體劃分成多個小單元，每個單元K大小，稱（物理）塊。作業也按K單位大小劃分成片，稱為頁面。
 物理劃分塊的大小 = 邏輯劃分的頁的大小
 頁面大小要適中
太大，（最後一頁）內碎片增大，類似連續分配的問題。
太小的話，頁面碎片總空間雖然小，提高了利用率，但每個程序的頁面數量較多，頁表過長，反而又增加了空間使用。
1.2頁表的概念
為了找到被離散分配到記憶體中的作業，記錄每個作業各頁對映到哪個物理塊，形成的頁面對映表，簡稱頁表。
 每個作業有自己的頁表
頁表的作用：頁號到物理塊號的地址對映。
要找到作業 關鍵是找到頁表（PCB） 根據頁表找物理塊
 離散分配過程：
找空：空閒空間管理
放入：裝入與地址對映（形成頁表）
記錄：頁表地址記入pcb
 如何執行一個作業?
連續方式下：PCB記錄記憶體首地址，根據該地址順序取指令執行即可。
離散方式下：1）頁表記錄作業的各頁分別佔用了記憶體的哪些塊。
2）pcb則記錄頁表在記憶體的地址——程序構造時伴隨著構造頁表，該核心資訊也要放在記憶體中供訪問。
1.3地址的處理
1.3.1地址對映（地址計算）的過程？
若要執行某作業的一條指令，其相對地址是24B （設10B一頁，頁表如右表），其實體地址到底是多少呢？
 分析其所在的頁和偏移得：2號頁（頁號從0開始） ，偏移4B處是該條指令。
 查頁表找頁面對應的塊（2號頁儲存在6號物理塊）。
 找物理塊6，向下偏移4B，找到要執行的指令。取出執行即可。
 計算上就是求商（頁號）及取餘（偏移量）的過程。
1.3.2規律
 作業相對地址在分頁下不同位置的數有一定的意義結構：
頁號+頁內地址（即頁內偏移）
 關鍵的計算是：根據系統頁面大小找到不同意義二進位制位的分界線。
 從地址中分析出頁號後，地址對映只需要把頁號改為對應物理塊號，偏移不變，即可找到記憶體中實際位置。
 注意：一作業所有指令在使用者地址空間是順序編址
例題：
1.設一分頁系統，頁面大小為8B（設8條指令）一個大小為 32B 的作業分配記憶體，若作業頁表如右表所示，任意取一使用者程式指令，如第1011個指令，如何知道放在記憶體的哪裡？

首先，根據頁面大小為8B得出偏移量佔3位，則第一位為頁號（邏輯地址組成：頁號+頁內地址（偏移量））
其次，查詢頁表，得出1號頁面對應的物理塊號為7號，則塊號為111，塊內地址=頁內地址=011
最後，得出記憶體地址為111011

2.頁面大小為4K的系統，一個32K的作業地址結構如何？
頁面數量=32k/4k=8，即頁號佔3位
頁面大小=4k，即頁面大小佔12位
共佔15位

3.使用者地址1000 0000 0010如何找到頁號？
（1）若頁面大小為1K，頁內地址10位
（2）一個4K大小的作業，邏輯地址共12位
即2位頁號，10位頁內地址
10 0000000010
若為32位定址（邏輯地址一共有32位）的邏輯地址結構：
則 頁號22位，頁內大小10位

4.某系統採用頁式儲存管理方式，實體記憶體空間1M，頁面大小2K，若邏輯空間32頁，計算：
（1）邏輯地址格式
（2）不考慮許可權等問題，程序的頁表有多少項（即頁表記錄條數）？每項多少位？
（3）物11理空間減一半，頁表有什麼變化？
解：
（1）
實體記憶體空間1M：實體地址共20位
頁面大小2k：頁面大小佔11位
物理塊號：20-11=9位
邏輯空間32頁：頁號佔5位
（2）程序的頁表有32項（邏輯空間頁數），每項9位（物理塊號位數）
（3）物理空間減一半，實體地址總數變為19位，頁面大小不變，則塊號減少一位為8位。

計算口訣：
（1）頁面大小決定偏移量（頁內地址）的位數 n；
（2）作業大小/頁面大小=頁表長度=頁面數量
（3）記憶體容量決定塊數，塊數決定編址位數，即頁表項位數 b。
1.4地址變換機構
1.4.1圍繞頁表進行工作，那麼頁表資料放在哪？
 暫存器。一個程序有n個頁，頁表就需要記錄n項資料，需要n個暫存器。不現實。
 記憶體。只設置一個頁表暫存器PTR（page table register）記錄頁表在記憶體中的首地址和頁表長度，執行時快速定位頁表。
1.4.2地址變換過程
分頁系統中，程序建立，放入記憶體，構建頁表，在PCB中記錄頁表存放在記憶體的首地址及頁表長度。
 執行某程序A時，將A程序PCB中的頁表資訊寫入PTR中；
 每執行一條指令時，根據分頁計算原理，得到指令頁號X和內部偏移量Y；
 CPU高速訪問PTR找到頁表在哪裡；
為防止錯誤檢索，增加預先的判斷：
1）計算得到的頁號是否大於頁表長度（即頁表項數）。
2）一個5頁的程序，頁面編號0-4，若地址計算出的頁號不在該範圍，一定產生了越界錯誤。
 查頁表資料，得到X實際對應存放的物理塊，完成地址對映計算，最終在記憶體找到該指令。
1.4.3訪問記憶體的有效時間
程序發出邏輯地址的訪問請求，經過地址變換，到記憶體中找到對應的實際實體地址單元並取出資料，所需花費的總時間，稱為記憶體的有效訪問時間EAT（effective access time）
 設訪問一次記憶體時間為t，則基本分頁機制下EAT=2t，為什麼？
1）CPU操作一條指令需訪問記憶體兩次：
2）訪問記憶體中的頁表（以計算指令所在的實際實體地址）
3）訪問指令記憶體地址
1.5引入快表——針對訪問速度問題
1）問題：基本分頁機制下，一次指令需兩次記憶體訪問，處理機速度降低1/2，分頁空間效率的提高以如此的速度為代價，得不償失。
2）改進：減少第1步訪問記憶體的時間。增設一個具有“並行查詢”能力的高速緩衝暫存器，稱為“快表”，也稱“聯想暫存器”（Associative memory），IBM系統稱為TLB（Translation Look aside Buffer）。
1.5.1快表放什麼？：正在執行程序的頁表的資料項。
1.5.2引入快表後的記憶體訪問時間如何？
1）快表的暫存器單元數量是有限的，不能裝下一個程序的所有頁表項。雖不能完全避免兩次訪問記憶體，但如果命中率a高還是能大幅度提高速度。
2）設一次查詢訪問快表時間為t’，則 EAT= at’+(1-a)(t’+t)+ t= 2t +t’-t

a
3）能在快表中找到就在快表中做，找不到按以前的方式做。
1.6兩級、多級頁表，反置頁表——針對大頁表佔用記憶體問題
1.6.1頁表大小的討論
程序分頁離散存放，但頁表的資料是連續在存放記憶體的。而頁表可能很大：現代作業系統支援非常大的邏輯地址空間的程序。如32位系統，可編址的最大程式碼數為232，若頁面大小為4KB（4210），則支援的最大程序頁表項數可達碼232/212=220，有1M個，每個頁表項佔1B（位元組），則頁表大小就有1MB。
1.6.2兩級頁表
 將頁表分頁，並離散地將頁表的各個頁面分別存放在不同的物理塊中
 為離散分配的頁表再建立一張頁表，稱為“外層頁表”，其每個表項記錄了頁表頁面所在的物理塊號。
 外表存頁表塊號，頁表寸作業塊號。
頁面大小=頁表項大小×個數
 頁表分頁原理：將頁表也按4K大小分頁（212）
頁表被分頁後，頁表的一個外頁4K，外頁偏移量需10位。
1.6.3多級頁表
64位作業系統下，兩級仍然不足以解決頁表過大問題時，可按同樣道理繼續分頁下去形成多級頁表。
1.6.4反置頁表
每個程序一張頁表 一張OS 反置頁表 + 每程序一張外部頁表
 反置頁表（Inverted Page Tale）：站在物理塊的角度，記錄佔用它的已調入記憶體的程序標識和頁號。系統中只需一張該表即可。一個64MB記憶體，若頁面大小4KB（64M/4K=2^16=16K個物理塊），反置頁表佔用64KB（16K4B）
 程序外部頁表（External Page Table）：每個程序一張，記錄程序不在記憶體中的那些頁面所在的外存物理位置。
 如何提高檢索反置頁錶速度：記憶體容量大時，反置頁表的頁表項還是會很大，利用程序識別符號和頁號去檢索一張大的線性表很費時，可利用hash演算法提高檢索速度。
2.基本分段儲存管理
2.1從提高記憶體利用率角度：
固定分割槽 à 動態分割槽à 分頁
2.2從滿足並方便使用者（程式設計師）和使用上的要求角度：
 分段儲存管理：作業分成若干段，各段可離散放入記憶體，段內仍連續存放。
 方便程式設計：如彙編中通過段：偏移確定資料位置
 資訊共享：同地位的資料放在一塊方便進行共享設定
 資訊保護
 動態增長：動態增長的資料段事先固定記憶體不方便
 動態連結：往往也是以邏輯的段為單位更方便
2.3分段系統的基本原理
程式通過分段(segmentation)劃分為多個模組，每個段定義一組邏輯資訊。如程式碼段（主程式段main，子程式段X）、資料段D、棧段S等。
 誰決定一個程式分幾段，每段多大？
編譯程式（基於原始碼）
 段的特點
1）每段有自己的名字（一般用段號做名），都從0編址，可分別編寫和編譯。裝入記憶體時，每段賦予各段一個段號。
2）每段佔據一塊連續的記憶體。（即有離散的分段，又有連續的記憶體使用）。
2.3.1地址結構：段號 + 段內地址
2.3.2段表：記錄每段實際存放的實體地址
2.4段表與地址變換機構
段是連續存放在記憶體中。段表中針對每個“段編號”記錄：“記憶體首地址”和“段長”
 同樣有兩次記憶體訪問問題
解決方法：1）設定聯想暫存器，用於儲存最近常用的段表項。
2）各段大小不等。
2.5分頁和分段的主要區別
1）需求：分頁是出於系統管理的需要，是一種資訊的物理劃分單位，分段是出於使用者應用的需要，是一種邏輯單位，通常包含一組意義相對完整的資訊。
 一條指令或一個運算元可能會跨越兩個頁的分界處，而不會跨越兩個段的分界處。
2）大小：頁大小是系統固定的，而段大小則通常不固定。分段沒有內碎片，但連續存放段產生外碎片，可以通過記憶體緊縮來消除。相對而言分頁空間利用率高。
3）邏輯地址：
 分頁是一維的，各個模組在連結時必須組織成同一個地址空間；
 分段是二維的，各個模組在連結時可以每個段組織成一個地址空間。
4）其他：通常段比頁大，因而段表比頁表短，可以縮短查詢時間，提高訪問速度。分段模式下，還可針對不同型別採取不同的保護；按段為單位來進行共享
2.6資訊共享
分段系統的突出優點：
 易於實現共享
1）在分段系統中，實現共享十分容易，只需在每個程序的段表中為共享程式設定一個段表項。
2）比較課本圖。對同樣的共享內容的管理上，很明顯分段的空間管理更簡單。分頁的圖涉及太多的頁面劃分和地址記錄的管理。
 易於實現保護：
1）程式碼的保護和其邏輯意義有關，分頁的機械式劃分不容易實現。
3.段頁式儲存管理
3.1基本原理
 將使用者程式分成若干段，併為每個段賦予一個段名。
 把每個段分成若干頁
 地址結構包括段號、段內頁號和頁內地址三部分
3.2地址變換過程
 三次訪問記憶體
 可藉助高速緩衝彌補不足
現階段分配方式的不足：
基本分頁/分段方式都是程序全部裝入記憶體的方式。記憶體空間使用上仍有侷限。
虛擬儲存管理：請求式分頁/分段