连续分配方式：一个进程连续的装进内存一个大小合适的区。

    ->“碎片”->“紧凑”->增大开销

如果允许一个进程直接分散装入多个不相邻分区中，则无需“紧凑”

产生存储管理的离散分配方式。

3. 基本分页存储管理方式

本部分讨论不具备对换功能的纯分页模式，作业运行需要全部装入内存。

比较连续分配方式

    作业逻辑地址空间有M大，就需要向内存申请一个M大的连续区域。

    分页的目的是更细粒度的处理空间，减少粗放管理的浪费或开销问题。

离散分配内存：

    作业规定大小划分成小份；内存也按同样大小划分成小份

    作业的任一小份可分散放入内存任意未使用的小份

分页方式下，内存的使用率高，浪费少。但不是绝对没有碎片（进程的最后一页不总是能占满一个物理块）

1）页面的概念

内存划分成多个小单元，每个单元K大小，称（物理）块。作业也按K单位大小划分成片，称为页面。

    ① 物理划分块的大小 = 逻辑划分的页的大小

    ②页面大小要适中。太大，（最后一页）内碎片增大，类似连续分配的问题。太小的话，页面碎片总空间虽然小，提高了利用率，但每个进程的页面数量较多，页表过长，反而又增加了空间使用。

2）页表的概念

    为了找到被离散分配到内存中的作业，记录每个作业各页映射到哪个物理块，形成的页面映射表，简称页表。

    每个作业有自己的页表

    页表的作用：

        页号到物理块号的地址映射

    要找到作业A

        关键是找到页表（PCB）

        根据页表找物理块

3）地址的处理

连续方式下，每条指令用基地址+偏移量即可找到其物理存放的地址。

分页方式下详细的地址处理会如何呢？

地址映射（地址计算）的过程？

    若要执行某作业的一条指令，其相对地址是24B （设10B一页，页表如右表），其物理地址到底是多少呢？

        分析其所在的页和偏移得：2号页（页号从0开始） ，偏移4B处是该条指令

        查页表找页面对应的块（2号页保存在6号物理块）

        找物理块6，向下偏移4B，找到要执行的指令。取出执行即可。

        计算上就是求商（页号）及取余（偏移量）的过程

规律

    作业相对地址在分页下不同位置的数有一定的意义结构：

        页号+页内地址（即页内偏移）

    关键的计算是：根据系统页面大小找到不同意义二进制位的分界线。

    从地址中分析出页号后，地址映射只需要把页号改为对应物理块号，偏移不变，即可找到内存中实际位置。

注意：一作业所有指令在用户地址空间是顺序编址

上例若作业页表如右表所示，任意取一用户程序指令，如第1011个指令，如何知道放在内存的哪里？

    重要参数：系统页面大小=8B

        页内的所有指令编址用了3位

        111增一后进位，下一条第9条指令已经到了下一页1000

        1011中的1代表是1号页，而011代表是该页中偏移3B后的第4条，

    根据页表，1号页存在7#物理块上。

    7#物理块又在哪？

        物理块的编址也是8B大小决定的，地址结构类似

        7#块的第一条指令地址是111000。第7块中向下偏移3就是要找的指令。其地址就是111011。

4）地址变换机构

    前面讲解了地址变换的原理，那么谁具体实现地址映射？——地址变换机构。

    围绕页表进行工作，那么页表数据放在哪？

        寄存器。一个进程有n个页，页表就需要记录n项数据，需要n个寄存器。不现实。

        内存。只设置一个页表寄存器PTR（page table register）记录页表在内存中的首地址和页表长度，运行时快速定位页表。

地址变换过程

分页系统中，进程创建，放入内存，构建页表，在PCB中记录页表存放在内存的首地址及页表长度。

    运行某进程A时，将A进程PCB中的页表信息写入PTR中；

    每执行一条指令时，根据分页计算原理，得到指令页号X和内部偏移量Y；

    CPU高速访问PTR找到页表在哪里；

    查页表数据，得到X实际对应存放的物理块，完成地址映射计算，最终在内存找到该指令。

访问内存的有效时间

进程发出逻辑地址的访问请求，经过地址变换，到内存中找到对应的实际物理地址单元并取出数据，所需花费的总时间，称为内存的有效访问时间EAT（effective access time）

设访问一次内存时间为t，则基本分页机制下EAT=2t，why？

    CPU操作一条指令需访问内存两次：

        访问内存中的页表（以计算指令所在的实际物理地址）

        访问指令内存地址

5）引入快表——针对访问速度问题

问题：基本分页机制下，一次指令需两次内存访问，处理机速度降低1/2，分页空间效率的提高以如此的速度为代价，得不偿失。

改进：减少第1步访问内存的时间。增设一个具有“并行查询”能力的高速缓冲寄存器，称为“快表”，也称“联想寄存器”（Associative memory），IBM系统称为TLB（Translation Look aside Buffer）。

快表放什么？：

    正在执行进程的页表的数据项。

引入快表后的内存访问时间如何？

    快表的寄存器单元数量是有限的，不能装下一个进程的所有页表项。虽不能完全避免两次访问内存，但如果命中率a高还是能大幅度提高速度。

    设一次查找访问快表时间为t' ，则

      EAT= a*t' + (1-a)(t'+t)    +    t

         = 2t +t' -t*a

6）两级、多级页表，反置页表�——针对大页表占用内存问题

页表大小的讨论

    进程分页离散存放，但页表的数据是连续在存放内存的。而页表可能很大：

        现代操作系统支持非常大的逻辑地址空间的进程。如32位系统，可编址的最大代码数为232，若页面大小为4KB（4*210），则支持的最大进程页表项数可达码232/212=220，有1M个，每个页表项占1B（字节），则页表大小就有1MB。

①两级页表

将页表分页，并离散地将页表的各个页面分别存放在不同的物理块中

为离散分配的页表再建立一张页表，称为“外层页表”，其每个表项记录了页表页面所在的物理块号。

32位逻辑地址空间，页面大小为4KB(即12位)

一级页表机构，剩余20位是页号，可编出的220个页（也即页表长1M/或页表项有1M个）；

两级页表：讨论页表的分页

分页原理类似：

将页表也按4K大小分页（212）

页表被分页后，页表的一个外页4K，外页偏移量需10位，为什么？

课本将页表每1024个页表项就分一外页，外页内的偏移需要10位。可理解为每个页表项占4B(块号、权限等)，如此一外页页表信息才占满一个4KB大小的物理块

②多级页表

64位操作系统下，两级仍然不足以解决页表过大问题时，可按同样道理继续分页下去形成多级页表。

③反置页表

每个进程一张页表

一张OS 反置页表 + 每进程一张外部页表

反置页表（Inverted Page Tale）：站在物理块的角度，记录占用它的已调入内存的进程标识和页号。系统中只需一张该表即可。一个64MB内存，若页面大小4KB（64M/4K=2^16=16K个物理块），反置页表占用64KB（16K*4B）

进程外部页表（External Page Table）：每个进程一张，记录进程不在内存中的那些页面所在的外存物理位置。

如何提高检索反置页表速度：内存容量大时，反置页表的页表项还是会很大，利用进程标识符和页号去检索一张大的线性表很费时，可利用hash算法提高检索速度。

4.基本分段存储管理方式

从提高内存利用率角度；

    固定分区->动态分区->分页

从满足并方便用户（程序员）和使用上的要求角度：

    分段存储管理：作业分成若干段，各段可离散放入内存，段内仍连续存放。

        方便编程：如汇编中通过段：偏移确定数据位置

        信息共享：同地位的数据放在一块方便进行共享设置

        信息保护

        动态增长：动态增长的数据段事先固定内存不方便

        动态链接：往往也是以逻辑的段为单位更方便

1）分段系统的基本原理

    程序通过分段(segmentation)划分为多个模块，每个段定义一组逻辑信息。如代码段（主程序段main，子程序段X）、数据段D、栈段S等。

    谁决定一个程序分几段，每段多大？

        编译程序（基于源代码）

    段的特点

        每段有自己的名字（一般用段号做名），都从0编址，可分别编写和编译。装入内存时，每段赋予各段一个段号。

        每段占据一块连续的内存。（即有离散的分段，又有连续的内存使用）

        各段大小不等。

分段下的相对地址：

地址结构：段号 + 段内地址

段表：记录每段实际存放的物理地址

2）段表与地址变换机构

段是连续存放在内存中。段表中针对每个“段编号”记录：“内存首地址”和“段长”

同样有两次内存访问问题

解决方法：设置联想寄存器，用于保存最近常用的段表项。

3）分页和分段的主要区别

    ①需求：分页是出于系统管理的需要，是一种信息的物理划分单位，分段是出于用户应用的需要，是一种逻辑单位，通常包含一组意义相对完整的信息。

        一条指令或一个操作数可能会跨越两个页的分界处，而不会跨越两个段的分界处。

    ②大小：页大小是系统固定的，而段大小则通常不固定。分段没有内碎片，但连续存放段产生外碎片，可以通过内存紧缩来消除。相对而言分页空间利用率高。

    ③逻辑地址：

        分页是一维的，各个模块在链接时必须组织成同一个地址空间；

        分段是二维的，各个模块在链接时可以每个段组织成一个地址空间。

    ④其他：通常段比页大，因而段表比页表短，可以缩短查找时间，提高访问速度。分段模式下，还可针对不同类型采取不同的保护；按段为单位来进行共享

4）信息共享

分段系统的突出优点：

    易于实现共享

        在分段系统中，实现共享十分容易，只需在每个进程的段表中为共享程序设置一个段表项。

        比较课本图。对同样的共享内容的管理上，很明显分段的空间管理更简单。分页的图涉及太多的页面划分和地址记录的管理。

    易于实现保护：

        代码的保护和其逻辑意义有关，分页的机械式划分不容易实现。

分页容易造成共享和非共享数据共处一页，不方便设置权限。

    可重入代码：

        又称为纯代码，允许多个进程同时访问的代码

        不允许任何进程对它进行修改。

        可共享的代码必须是可重入的；

5）段页式存储管理方式

① 基本原理

将用户程序分成若干段，并为每个段赋予一个段名。

把每个段分成若干页

地址结构包括段号、段内页号和页内地址三部分

②地址变换过程

进程的虚存空间是映射的基础

Linux仅把运行进程当前使用的少量页面装入内存（内存分配）

地址映射。若访问的虚页不在内存，产生一个页故障并报告故障原因，再通过请页机制将其调入内存。（请页、交换）

linux下虚拟空间的管理

malloc分配的是虚存区，只有内核管理为进程创建空间，由内核代码实际执行alloc_pages()等内核函数时才真正分配内存

现阶段分配方式的不足：

基本分页/分段方式都是进程全部装入内存的方式。内存空间使用上仍有局限。

虚拟存储管理：请求式分页/分段