存储器管理之请求分页存储管理方式

非连续分配方式1．基本内容：页式存储管理基本思想、数据结构、地址转换过程。

段式存储管理以及段页式存储管理。

2．学习要求：；掌握页式存储管理、段式存储管理以及段页式存储管理的实现原理、数据结构、地址转换机构等内容。

3．教学要求：本单元共安排4学时。

采用教员课堂讲授方法实施教学。

该部分内容抽象，是本章学习重点与难点。

课后可通过课程设计使学员加深对于抽象理论的理解和掌握。

4．重点：各种管理实现原理、数据结构、地址转换机构。

5．难点：段式存储管理。

分页存储管理可重定位分区分配虽然可以解决碎片和共享问题，但由于信息的大量移动而损失了许多宝贵的CPU时间，且存储用户的作业受到实际存储容量的限制。

多重分区分配虽在一定程度上解决了这些问题，但由于要求各分区设置分段的重定位寄存器，存储分配策略较复杂，且需较多的硬件支持。

分页式管理技术通过地址转换机制，能明显消除内、外存之间的差别，将外存看作内存的扩充和延伸。

并能很好解决“外零头”的问题。

一、分页在储管理实现的基本思想：在分页存储管理中，将每个作业的逻辑地址空间分为大小相同的块，称为虚页面或页（page）,通常页面大小为2的整数次幂（512K~4K）。

同样地，将物理空间也划分为与页面大小相等的块，称之为存储块或页框（page frame），为作业分配存储空间时，总是以页框为单位。

例如：一个作业的地址空间有M页，那么只要分配给它M个页框，每一页分别装入一个页框即可。

纯分页系统的定义：指在调度一个作业时，必须把它的所有页一次装入到主存的矾框。

若当时页框数不足，则该作业必须等待，系统再调度其他作业。

这里，并不要求这些页框是相邻的。

即连续逻辑地址空间的页面，通过页面地址转换机构可以映射到不连续的内存块中。

对地址空间的分页是由系统自动进行的，其逻辑地址由相对页号和页内位移量（页内地址）两部分组成（下面a）。

图中设逻辑地址长度为16位，可表示64K的逻辑地址空间。

物理地址也由块号及块内移量（块内地址）两部分组成（下图b）。

第四章存储器管理第0节存储管理概述一、存储器的层次结构1、在现代计算机系统中，存储器是信息处理的来源与归宿，占据重要位置。

但是，在现有技术条件下，任何一种存储装置，都无法从速度、容量、是否需要电源维持等多方面，同时满足用户的需求。

实际上它们组成了一个速度由快到慢，容量由小到大的存储装置层次。

2、各种存储器•寄存器、高速缓存Cache：少量的、非常快速、昂贵、需要电源维持、CPU可直接访问；•内存RAM：若干(千)兆字节、中等速度、中等价格、需要电源维持、CPU可直接访问；•磁盘高速缓存：存在于主存中；•磁盘：数千兆或数万兆字节、低速、价廉、不需要电源维持、CPU 不可直接访问；由操作系统协调这些存储器的使用。

二、存储管理的目的1、尽可能地方便用户；提高主存储器的使用效率，使主存储器在成本、速度和规模之间获得较好的权衡。

(注意cpu和主存储器，这两类资源管理的区别)2、存储管理的主要功能：•地址重定位•主存空间的分配与回收•主存空间的保护和共享•主存空间的扩充三、逻辑地址与物理地址1、逻辑地址(相对地址，虚地址)：用户源程序经过编译/汇编、链接后，程序内每条指令、每个数据等信息，都会生成自己的地址。

●一个用户程序的所有逻辑地址组成这个程序的逻辑地址空间(也称地址空间)。

这个空间是以0为基址、线性或多维编址的。

2、物理地址(绝对地址，实地址)：是一个实际内存单元(字节)的地址。

●计算机内所有内存单元的物理地址组成系统的物理地址空间，它是从0开始的、是一维的；●将用户程序被装进内存，一个程序所占有的所有内存单元的物理地址组成该程序的物理地址空间(也称存储空间)。

四、地址映射(变换、重定位)当程序被装进内存时，通常每个信息的逻辑地址和它的物理地址是不一致的，需要把逻辑地址转换为对应的物理地址----地址映射；地址映射分静态和动态两种方式。

1、静态地址重定位是程序装入时集中一次进行的地址变换计算。

物理地址= 重定位的首地址+ 逻辑地址•优点：简单，不需要硬件支持；•缺点：一个作业必须占据连续的存储空间；装入内存的作业一般不再移动；不能实现虚拟存储。

操作系统——页式存储管理分区式存储管理最⼤的缺点是碎⽚问题严重，内存利⽤率低。

究其原因，主要在于连续分配的限制，即它要求每个作⽤在内存中必须占⼀个连续的分区。

如果允许将⼀个进程分散地装⼊到许多不相邻的分区中，便可充分地利⽤内存，⽽⽆需再进⾏“紧凑”。

基于这⼀思想，产⽣了“⾮连续分配⽅式”，或者称为“离散分配⽅式”。

连续分配：为⽤户进程分配的必须是⼀个连续的内存空间。

⾮连续分配：为⽤户进程分配的可以是⼀些分散的内存空间。

分页存储管理的思想：把内存分为⼀个个相等的⼩分区，再按照分区⼤⼩把进程拆分成⼀个个⼩部分。

分页存储管理分为：实分页存储管理和虚分页存储管理⼀、实分页式存储管理实分页式存储最⼤的优点是内存利⽤率⾼，与⽬前流⾏的虚分页存储管理相⽐，具有实现简单，程序运⾏快的优点。

⽬前，飞速发展的硬件制造技术使得物理内存越来越⼤，因此我们认为，实分页式存储管理将是⼀种最有发展前途的存储管理⽅式。

1.1、基本原理假设⼀个⼤型饭店，所有的客房都是标准的双⼈间，部分客房已经住进客⼈，现在⼜有⼀个旅游团要求⼊住。

接待员统计了⼀下，对旅游团领队说：“贵团全体成员都能住下，两⼈⼀个房间，但是不能住在同⼀楼层了，因为每层空着的客房不够，更没有⼏个挨着的。

请原谅！”。

对于这样的安排，⼀般⼈不会感到奇怪。

因为旅游团本来就是由⼀位位个⼈或夫妻等组成的，⽽饭店的客房本来也是两⼈⼀间的，两⼈⼀组正好可住在⼀个客房⾥；另外，饭店⼏乎每天都有⼊住的和退房的客⼈，想在同⼀楼层找⼏间挨着的客房实在不容易。

①将整个系统的内存空间划分成⼀系列⼤⼩相等的块，每⼀块称为⼀个物理块、物理页或实页，页架或页帧（frame），可简称为块（block）。

所有的块按物理地址递增顺序连续编号为0、1、2、……。

这⾥的块相当于饭店的客房，系统对内存分块相当于饭店把⼤楼所有的客房都设计成标准的双⼈间。

②每个作业的地址空间也划分成⼀系列与内存块⼀样⼤⼩的块，每⼀块称为⼀个逻辑页或虚页，也有⼈叫页⾯，可简称为页（page）。

第十六讲存储器管理之请求分页存储管理方式1 基本概述请求分页管理是建立在基本分页基础上的，为了能支持虚拟存储器而增加了请求调页功能和页面置换功能。

基本原理：地址空间的划分同页式；装入页时，可装入作业的一部分(运行所需)页即可运行。

2 请求分页的硬件支持为实现请求分页，需要一定的硬件支持，包括：页表机制、缺页中断机构、地址变换机构。

2.1 页表机制作用：将用户地址空间的逻辑地址转换为内存空间的物理地址。

因为请求分页的特殊性，即程序的一部分调入内存，一部分仍在外存，因此页表结构有所不同。

如图：说明：（1）状态位P：指示该页是否已调入内存。

（2）访问字段A：记录本页在一段时间内被访问的次数或最近未被访问的时间。

（3）修改位M：表示该页在调入内存后是否被修改过。

若修改过，则换出时需重写至外存。

（4）外存地址：指出该页在外存上的地址。

2.2 缺页中断机构在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存时，便产生缺页中断，请求OS将所缺的页调入内存。

缺页中断与一般中断的区别：（1）在指令执行期间产生和处理中断信号（2）一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断2.3 地址变换机构请求分页系统的地址变换机构。

是在分页系统地址变换机构的基础上，又增加了一些功能。

例：某虚拟存储器的用户空间共有32个页面，每页1KB，主存16KB。

假定某时刻系统为用户的第0、1、2、3页分别分配的物理块号为5、10、4、7，试将虚拟地址0A5C和093C 变换为物理地址。

解：虚拟地址为：页号（2^5=32）5位页内位移（1K =2^10=1024）10位物理地址为物理块号（2^4=16）4位因为页内是10 位，块内位移（1K =2^10=1024）10位虚拟地址OA5C对应的二进制为：00010 1001011100即虚拟地址OA5C的页号为2，页内位移为1001011100，由题意知对应的物理地址为：0100 1001011100即125C同理求093C。

实验八请求分页存储管理设计一、虚拟存储器的相关知识：1.概述：虚拟存储器(Virtual Memory)：在具有层次结构存储器的计算机系统中，自动实现部分装入和部分替换功能，能从逻辑上为用户提供一个比物理贮存容量大得多，可寻址的“主存储器”。

虚拟存储区的容量与物理主存大小无关，而受限于计算机的地址结构和可用磁盘容量。

作用：虚拟内存的作用内存在计算机中的作用很大，电脑中所有运行的程序都需要经过内存来执行，如果执行的程序很大或很多，就会导致内存消耗殆尽。

为了解决这个问题，Windows中运用了虚拟内存技术，即拿出一部分硬盘空间来充当内存使用，当内存占用完时，电脑就会自动调用硬盘来充当内存，以缓解内存的紧张。

举一个例子来说，如果电脑只有128MB物理内存的话，当读取一个容量为200MB的文件时，就必须要用到比较大的虚拟内存，文件被内存读取之后就会先储存到虚拟内存，等待内存把文件全部储存到虚拟内存之后，跟着就会把虚拟内存里储存的文件释放到原来的安装目录里了。

下面，就让我们一起来看看如何对虚拟内存进行设置吧。

2.请求分页虚拟存储系统是将作业信息的副本存放在磁盘这一类辅助存储器中，当作业被调度投入运行时，并不把作业的程序和数据全部装入主存，而仅仅装入立即使用的那些页面，至少要将作业的第一页信息装入主存，在执行过程中访问到不在主存的页面时，再把它们动态地装入。

用得较多的分页式虚拟存储管理是请求分页（demand paging），当需要执行某条指令或使用某个数据，而发现它们并不在主存时，产生一个缺页中断，系统从辅存中把该指令或数据所在的页面调入内存。

3.替换算法：替换规则用来确定替换主存中哪一部分，以便腾空部分主存，存放来自辅存要调入的那部分内容。

常见的替换算法有4种。

随机算法用软件或硬件随机数产生器确定替换的页面。

先进先出先调入主存的页面先替换。

近期最少使用算法替换最长时间不用的页面。

最优算法替换最长时间以后才使用的页面。

第四章存储器管理1. 为什么要配置层次式存储器？这是因为：a.设置多个存储器可以使存储器两端的硬件能并行工作。

b.采用多级存储系统，特别是Cache技术，这是一种减轻存储器带宽对系统性能影响的最佳结构方案。

c.在微处理机内部设置各种缓冲存储器，以减轻对存储器存取的压力。

增加CPU中寄存器的数量，也可大大缓解对存储器的压力。

2. 可采用哪几种方式将程序装入内存？它们分别适用于何种场合？将程序装入内存可采用的方式有：绝对装入方式、重定位装入方式、动态运行时装入方式；绝对装入方式适用于单道程序环境中，重定位装入方式和动态运行时装入方式适用于多道程序环境中。

3. 何为静态链接？何谓装入时动态链接和运行时动态链接？a.静态链接是指在程序运行之前，先将各自目标模块及它们所需的库函数，链接成一个完整的装配模块，以后不再拆开的链接方式。

b.装入时动态链接是指将用户源程序编译后所得到的一组目标模块，在装入内存时，采用边装入边链接的一种链接方式，即在装入一个目标模块时，若发生一个外部模块调用事件，将引起装入程序去找相应的外部目标模块，把它装入内存中，并修改目标模块中的相对地址。

c.运行时动态链接是将对某些模块的链接推迟到程序执行时才进行链接，也就是，在执行过程中，当发现一个被调用模块尚未装入内存时，立即由OS去找到该模块并将之装入内存，把它链接到调用者模块上。

4. 在进行程序链接时，应完成哪些工作?a.对相对地址进行修改b.变换外部调用符号6. 为什么要引入动态重定位?如何实现?a.程序在运行过程中经常要在内存中移动位置，为了保证这些被移动了的程序还能正常执行，必须对程序和数据的地址加以修改，即重定位。

引入重定位的目的就是为了满足程序的这种需要。

b.要在不影响指令执行速度的同时实现地址变换，必须有硬件地址变换机构的支持，即须在系统中增设一个重定位寄存器，用它来存放程序在内存中的起始地址。

程序在执行时，真正访问的内存地址是相对地址与重定位寄存器中的地址相加而形成的。

存储管理-页式管理存储管理-页式管理页式管理解决什么问题分区式管理，存在着严重的碎⽚问题使得内存的利⽤率不⾼1.固定分区，因为每⼀个分区只能分配给某⼀个进程使⽤，⽽该进程可能占不满这个分区，就会有内部碎⽚2.动态分区，会产⽣⼤量的外部碎⽚，虽然可以使⽤紧凑技术，但是这样时间成本过⾼了出现这种情况的原因是分区管理必须要求进程占⽤⼀块连续的内存区域，如果让⼀个进程分散的装⼊到不同的内存分区当中的话，这样就可以充分的利⽤内存，并且不需要紧凑这种技术了。

⽐如把⼀个进程离散的拆分放到零散的内存碎⽚中去，这样就可以更为⾼效的利⽤内存。

也就是产⽣了⾮连续的管理⽅式。

⽐如就是把⼀个进程拆分为若⼲部分，分别放到不同的分区中，⽐如⼀个进程23M，可以拆分为10M，10M，3M放到不同的分区中如果分区分的更⼩，23M拆分为11个2M的，和⼀个1M的，每个分区是2M，那么总共会装满11个分区，剩下⼀个分区装不满，也仅仅浪费1M的空间，也就是分区越⼩的话，那么就是内存利⽤率就会越⾼。

分区式管理时，进程的⼤⼩受分区⼤⼩或内存可⽤空间的限制分区式管理也不利于程序段和数据的共享页式管理的改进页式管理只在内存存放反复执⾏或即将执⾏的程序段与数据部分不经常执⾏的程序段和数据存放于外存待执⾏时调⼊。

页式管理的基本概念页框(页帧):将内存空间分成⼀个个⼤⼩相等的分区，每个分区就是⼀个页框。

页框号:每⼀个页框有⼀个编号，这个编号就是页框号，从0开始页(页⾯):将进程分割成和页框⼤⼩相等的⼀个个区域，也叫页页号:每⼀⼆个页⾯有⼀个编号，叫做页号，从0开始注意:由于最后⼀个页⾯可能没有页框那么⼤，所以页框不可以太⼤，否则会产⽣过⼤的内存碎⽚操作系统会以页框为单位为各个进程分配内存空间，进程的每⼀个页⾯分别放⼊⼀个页框中，也就是进程的页⾯和内存的页框具有⼀⼀对应的关系注意:各个页⾯不需要连续存放，可以放到不相邻的各个页框中如何实现地址的转化1.⾸先需要知道⼀个进程内的页对应物理内存中的起始地址a是多少2.其次要知道进程页内地址b是多少3.逻辑地址对应的实际物理地址就是c=a+b如何计算?⽐如逻辑地址80确定页号：页号=逻辑地址/页⾯长度 1=80/50页内偏移量:页内偏移量=逻辑地址%页⾯长度 30=80%50每个进程页⾯对应物理内存中页框的⾸地址:这是通过页表查询到的，⽐如查询到对应物理内存⾸地址是4500那么对应最终物理地址就是4500+30=4530页表页表的存在是为了让我们知道进程中的⼀个页的页号对应它存放在物理内存中的页框号，进⽽求出页框号对应的⾸地址逻辑地址的结构假如页号有k位，那么页数就是2^k个假如页内地址m位，那么页内地址有2^m个静态页⾯管理在作业或进程开始执⾏之前，把作业或进程的程序段和数据全部装⼊内存的各个页⾯中，并通过页表(page mapping table)和硬件地址变换机构实现虚拟地址到内存物理地址的地址映射。

请求分页式存储管理一、问题描述设计一个请求页式存储管理方案，为简单起见。

页面淘汰算法采用FIFO页面淘汰算法，并且在淘汰一页时，只将该页在页表中修改状态位。

而不再判断它是否被改写过，也不将它写回到辅存。

二、基本要求页面尺寸1K，输入进程大小（例如5300bytes），对页表进行初始化页表结构如下：系统为进程分配：任意输入一个需要访问的指令地址流（例如：3635、3642、1140、0087、1700、5200、4355，输入负数结束），打印页表情况。

每访问一个地址时，首先要计算该地址所在的页的页号，然后查页表，判断该页是否在主存——如果该页已在主存，则打印页表情况；如果该页不在主存且页框未满（查空闲块表，找到空闲块），则调入该页并修改页表，打印页表情况；如果该页不在主存且页框已满，则按FIFO页面淘汰算法淘汰一页后调入所需的页，修改页表，打印页表情况。

存储管理算法的流程图见下页。

三、实验要求完成实验内容并写出实验报告，报告应具有以下内容：1、实验目的。

2、实验内容。

3、程序及运行情况。

4、实验过程中出现的问题及解决方法。

#include<stdio.h>#include<stdlib.h>int PUB[20][3];int ABC[3][2]={{0,1},{1,1},{2,1}};//物理块int key=0;void output(int size){//打印int i,j;printf("页号\t\t物理块号\t\t状态位\n\n");for(i=0;i<size;i++){printf(" %d\t\t%d\t\t\t%d\n\n",PUB[i][0],PUB[i][1],PUB[i][2]);}printf("物理块号\t\t是否空闲\n\n");for(i=0;i<3;i++){printf(" %d\t\t\t%d\n\n",ABC[i][0],ABC[i][1]);}}void main(){int size;int i,j;int address=0;int select=0;printf("请输入进程大小\n");scanf("%d",&size);if(size<=0 || size>20000){printf("进程大小超出范围\n");exit(0);}size%1000==0 ? size=size/1000 : size=size/1000+1;for(i=0;i<size;i++){PUB[i][0]=i; //页号PUB[i][1]=0; //物理块号PUB[i][2]=0; //状态位}output(size);while(1){printf("输入指令地址\n");scanf("%d",&address);if(address<0 || address>20000){printf("地址超出范围\n");exit(0);}address%1000==0 ? address=address/1000 : address=address/1000;if(PUB[address][2]==0) //不在主存{if(ABC[2][1]==0) //满了{printf("满了\n");if(select!=address) key++;for(i=0;i<size;i++){if(PUB[i][1]==key){PUB[i][1]=0;PUB[i][2]=0;}}PUB[address][1]=key;PUB[address][2]=1;key++;if(key>3) key=1;}if(ABC[2][1]==1) //没满{printf("没满\n");for(i=0;i<3;i++){if(ABC[i][1]==1){ABC[i][1]=0;PUB[address][1]=i+1;PUB[address][2]=1;break;}}}output(size);}else{printf("该页已在内存\n");output(size);}select=address;}}。

简述请求分页存储管理方式
请求分页存储管理方式是一种将主存储器划分为等大小的块，每个块称为一页的管理方式。

在此方式下，每个进程所需的存储空间被划分为多个大小相等的页，每一页都有一个唯一的页号。

当进程请求存储空间时，操作系统会根据其空间需求来分配一页或多页的空间。

此管理方式的主要优点是可有效地利用主存储器，因为在这种情况下，内存中只有进程所需的部分被加载。

这意味着，对于较大的程序，它们不需要一次性将整个程序加载到内存中，而只需要加载所需的部分。

因此，更多的程序可以同时运行，从而提高了系统的效率。

此外，请求分页存储管理方式还可以提高系统的灵活性。

进程可以根据其存储需求请求不同数量的页面，这意味着，系统可以动态地分配存储空间，以满足进程的需求。

总的来说，请求分页存储管理方式是一种高效、可扩展的管理方式，它可以提高系统的效率和灵活性，使多个进程可以同时运行，从而提高系统的性能。

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操作系统中存储器管理的主要功能存储器管理是操作系统中的核心组成部分之一，它主要负责管理计算机中的存储器资源，以便有效地分配和利用存储空间，并且为不同的程序和进程提供安全的访问。

在操作系统中，存储器管理的主要功能包括内存分配、内存保护、内存扩充、内存回收和换页操作。

内存分配内存分配是指操作系统根据进程的需要以及存储器的可用空间，为进程分配合适的内存空间。

在操作系统启动时，它会将系统的内存划分为多个连续的内存块，每个内存块可以用来存储一个进程或一部分进程。

内存分配可以通过两种方式进行：静态分配和动态分配。

静态分配是在程序编译或装载时进行的，操作系统会为每个进程分配固定大小的内存空间。

这种方式简单、高效，但是会导致内存的浪费和碎片化的问题。

动态分配则是在程序运行时进行的，操作系统根据进程的需要动态地分配内存空间，使得进程能够根据实际需求来使用存储空间。

内存保护内存保护是操作系统中存储器管理的重要功能之一，它主要通过权限控制来保护进程的内存空间。

每个进程被分配的内存空间应该是相互独立的，进程之间不能相互干扰或篡改彼此的数据。

操作系统通过给每个进程设置访问权限，限制进程对其他进程内存空间的访问，从而保护了每个进程的数据安全。

为了实现内存保护，操作系统使用地址映射、地址转换和访问控制等方法。

地址映射将逻辑地址转换为物理地址，以便进程能够正确访问内存。

地址转换是通过分页或分段的方式来实现的，将逻辑地址划分为不同的页或段，并映射到实际的物理地址上。

访问控制则是通过设置访问权限位来限制进程对内存空间的访问。

内存扩充随着计算机系统的发展，存储器的容量需求也越来越大。

内存扩充是操作系统中存储器管理的重要任务之一，它可以通过两种方式实现：覆盖和交换。

覆盖是指将进程的一部分数据从内存中移出，然后将新的数据加载到内存中。

这种方式适用于内存空间有限的情况下，可以有效地利用存储资源。

但是，由于数据的移动会导致额外的开销和延迟，因此需要谨慎使用。