基本分頁內存管理

為什么要引入基本分頁內存管理？

答：在連續存儲管理方式中，固定分區會產生內部碎片，動態分區會產生外部碎片。這兩種技術對內存的利用率都比較低。而分頁式存儲管理方式把主存空間划分為大小相等且固定的塊，塊相對較小，作為主存的基本單位，每個進程也以塊為基本單位划分，進程在執行時，以塊為單位逐個申請主存中的塊空間。

分頁式存儲管理方式從形式上來看，很像固定分區，但卻有着本質的不同點：

1. 塊的大小相對於分區來說要小得多
2. 進程也按照塊來划分，運行時按照塊來申請主存，盡管這樣也會產生內部碎片，但是相對於進程的大小來說是非常小的，每個進程平均只產生半個塊大小的內部碎片

進程頁表：為了便於在內存中找到進程的每個頁面對應的物理塊，系統為每個進程建立了一張頁表，記錄頁面在內存中對應的物理塊號，頁表一般存在內存中。

頁表的第一部分存的是頁號，第二部分存的是物理內存中的塊號，頁表項的第二部分與邏輯地址的第二部分共同組成物理地址。

物理塊（盤塊）的分配與回收

• 位示圖

  利用位示圖（即二維數組Map[m][n]）的一 位（0/1）來表示一個內存物理塊（或磁盤盤塊）的使用情況，使內存所有物理塊（或磁盤上所有盤塊）都與一個二進制位相對應

  

• 物理塊（盤塊）的分配

  1. 根據需求計算確定所需物理塊數zKs
  2. 順序掃描位示圖，找出zKs個其值均為空閑“0”的 二進制位
  3. 將所找到的“0”值二進制位Map[i][j]的行/列號轉換為與之對應的物理塊（盤塊）號b： b = n x i + j
  4. 按物理塊（或盤塊）號分配物理塊（或盤塊） ，同 時修改位示圖和進程頁表

• 物理塊（盤塊）的回收

  1. 將回收物理塊（或盤塊）的物理塊（或盤塊）號b 轉換為位示圖中的行號i和列號j：

     i = b DIV n;

     j = b MOD n;

  2. 按物理塊（或盤塊）號回收物理塊（或盤塊）

  3. 根據回收物理塊（或盤塊）對應二進制位的行/列號，並修改位示圖和進程頁表

分頁內存地址結構及地址變換

一個頁表項多長？

每個頁表項代表一個頁面的地址，一般很小。

以32位邏輯地址為例，字節為編碼單位，一個頁面的大小為4 KB，所以2的32次方 B 除以4 KB地址空間一共有 1 M 頁，則需要log 2 (1 M) = 20 位才能保證表示范圍能容納所有的頁面，又因為以字節為編碼單位，[20 / 8] = 3 B（字節），所以頁表項的大小應該大於等於3 B，取4 B為常見。

所以該頁的頁號為：頁表始址+頁號x頁表項長度

分頁內存地址變換機構

基本的地址變換機構

1. 先將邏輯地址寄存器的頁號與頁表寄存器的頁表長度比較，看是否越界；
2. 若不越界，則頁表始址+頁號x頁表項長度，得到頁號。由於進程頁表是像數組一樣的連續存儲的，通過像數組一樣地訪問下標（頁號為下標），查到物理塊號；
3. 在物理地址寄存器中，將物理塊號與塊內地址（也是頁內地址）相加得到物理地址；

具有快表的地址變換機構

從上面我們可以看出：CPU要想獲取一個數據時，必須兩次訪問內存：

1、從內存中的頁表中，尋找對應的物理塊號，將物理塊號與頁內地址組合成物理地址。

2、根據組合成的物理地址，來獲取數據。

所以為了提高效率就引進了快表，什么是快表？

在地址變換機構中，增設一個具有並行查尋能力的特殊高速緩沖寄存器，稱為“聯想存儲器”或“快表”。 用來存放當前訪問的若干頁表項，加速地址變換過程，命中率達到90%以上 。

在引入快表的分頁存儲管理方式中，通過快表查詢，可以直接得到邏輯頁所對應的物理塊號，由此拼接形成實際物理地址，減少了一次內存訪問，縮短了進程訪問內存的有效時間。

但是，由於快表的容量限制，不可能將一個進程的整個頁表全部裝入快表，不一定每次在快表中都能找到要尋找得頁號，所以在快表中查找到所需表項存在着命中率的問題。在快表中查不到還是得往頁表中查找。但快表的命中率高，在總體上來說，還是減少了訪問內存的時間。

兩級頁表

為什么要引入兩級頁表？

由於引入了分頁管理，進程在執行時不需要將所有頁都調入內存頁框中，只要將保存有映射關系的頁表存入內存中即可。

我們這里考慮一下頁表的大小，以32位邏輯空間，頁面大小4 KB ，頁表項大小4 B 為例，若要實現進程對全部邏輯地址空間的映射，則每個進程需要需要2的20次方個頁表項。2的20次方個頁表項 * 4 B ，為4 MB ，也就是說每個進程在頁表項這一塊就需要4 MB 的主存空間，顯然這是比較大的內存占用。即使不考慮對全部邏輯地址空間的映射，一個邏輯地址空間稍大的進程，其頁表項所占用的主存空間也是過大的。

所以，為了壓縮頁表，我們將頁表映射的思想進一步延伸，使用一個層次結構的頁表——兩級頁表。

基本思想

對頁表按內存物理塊大小進行分頁，對它們進行 編號並離散地存放亍不同的物理塊中；同時為離 散分配的頁表分頁再建立一張頁表，稱之為外層 頁表，以記錄各頁表分頁對應的物理塊號 。

以32位邏輯地址空間、頁面大小為4KB的系統為例，若采用一級頁表結構，則每個進程頁表的頁 表項可達1M（2的20次方）個；而若采用兩級頁表結構，由於各頁表分頁包含4KB/4B=1K個頁表項，故需1K（2的10次方） 個頁表分頁即可（也就是說每一頁的頁表有1K個頁表項），因此外層頁表的外層頁號及內 層頁號均為10位。此時邏輯地址結構為：

其結構示意圖如下：

其地址變換結構如下：

多級頁表結構

對亍64位計算機，如規定頁面大小仍為4KB，則每 個進程的頁表項可達2⁶⁴/4K=2⁵²個，且外層頁表可 能有2⁵²/2¹⁰ =242個頁表項；即使按每個頁表分頁 1M個頁表項來划分（假設頁表項大小4B），頁表 分頁將達到4MB，而外層頁表仍有2⁵²/2²⁰ =4G個 頁表項，要占用16GB的連續內存空間。

可見，無論 怎樣划分，其結果都是不能接受的。因此，必須采 用多級頁表，將16GB的外層頁表再進行分頁，並將 各個分頁離散的分配到不相鄰接的物理塊中，在利 用第二級的外層頁表來映射它們之間的關系。事實 上，對於64位的機器，用三級頁表結構都很難適應

反置頁表

1. 一般頁表的表項是按頁號進行排序，而頁表項內容 包括物理塊號的；反置頁表則是為每一個物理塊設 置一個頁表項並將它們按物理塊的號數排序，頁表 項內容包括對應頁號及其隸屬進程的標識符
2. 在利用反置頁表進行地址變換時，是用進程標識符 和頁號去檢索反置頁表。若找到與之匹配的表項， 則以該表項序號即該頁所在物理塊號與頁內地址構 成物理地址；否則地址出錯或產生調頁中斷請求
3. 進程外部頁表的設立及反置頁表Hash檢索

其地址變換機構如下：