操作系统学习-19.离散分配方式

写在前面

连续分配方式会形成许多“碎片”，虽然可通过“紧凑”方法将许多碎片拼接成可用的大块空间，但须为之付出很大开销。如果允许将一个进程直接分散地装入到许多不相邻接的分区中，则无须再进行“紧凑”。基于这一思想而产生了离散分配方式。如果离散分配的基本单位是页，则称为分页存储管理方式；如果离散分配的基本单位是段，则称为分段存储管理方式。

在分页存储管理方式中，如果不具备页面对换功能，则称为基本的分页存储管理方式，或称为纯分页存储管理方式，它不具有支持实现虚拟存储器的功能，它要求把每个作业全部装入内存后方能运行。

页面与页表

1．页面
1) 页面和物理块
分页存储管理是将一个进程的逻辑地址空间分成若干个大小相等的片，称为页面或页，并为各页加以编号，从 0 开始，如第 0 页、第 1 页等。相应地，也把内存空间分成与页面相同大小的若干个存储块，称为(物理)块或页框(frame)，也同样为它们加以编号，如 0#块、1#块等等。在为进程分配内存时，以块为单位将进程中的若干个页分别装入到多个可以不相邻接的物理块中。由于进程的最后一页经常装不满一块而形成了不可利用的碎片，称之为“页内碎片”。

2) 页面大小
在分页系统中的页面其大小应适中。页面若太小，一方面虽然可使内存碎片减小，从而减少了内存碎片的总空间，有利于提高内存利用率，但另一方面也会使每个进程占用较多的页面，从而导致进程的页表过长，占用大量内存；此外，还会降低页面换进换出的效率。然而，如果选择的页面较大，虽然可以减少页表的长度，提高页面换进换出的速度，但却又会使页内碎片增大。因此，页面的大小应选择适中，且页面大小应是 2 的幂，通常为 512 B～8 KB。

2．地址结构
分页地址中的地址结构如下：

它含有两部分：前一部分为页号 P，后一部分为位移量 W(或称为页内地址)。图中的地址长度为 32 位，其中 0～11 位为页内地址，即每页的大小为 4 KB；12～31 位为页号，地址空间最多允许有 1 M 页。

对于某特定机器，其地址结构是一定的。若给定一个逻辑地址空间中的地址为 A，页面的大小为 L，则页号 P 和页内地址 d 可按下式求得：

其中，INT 是整除函数，MOD 是取余函数。例如，其系统的页面大小为 1 KB，设 A = 2170 B，则由上式可以求得 P = 2，d = 122。

3．页表
在分页系统中，允许将进程的各个页离散地存储在内存不同的物理块中，但系统应能保证进程的正确运行，即能在内存中找到每个页面所对应的物理块。为此，系统又为每个进程建立了一张页面映像表，简称页表。

在进程地址空间内的所有页(0～n)，依次在页表中有一页表项，其中记录了相应页在内存中对应的物理块号。在配置了页表后，进程执行时，通过查找该表，即可找到每页在内存中的物理块号。可见，页表的作用是实现从页号到物理块号的地址映射。

常在页表的表项中设置一存取控制字段，用于对该存储块中的内容加以保护。当存取控制字段仅有一位时，可用来规定该存储块中的内容是允许读/写，还是只读；若存取控制字段为二位，则可规定为读/写、只读和只执行等存取方式。如果有一进程试图去写一个只允许读的存储块时，将引起操作系统的一次中断。如果要利用分页系统去实现虚拟存储器，则还须增设一数据项。

地址变换机构

为了能将用户地址空间中的逻辑地址变换为内存空间中的物理地址，在系统中必须设置地址变换机构。该机构的基本任务是实现从逻辑地址到物理地址的转换。地址变换机构的任务实际上只是将逻辑地址中的页号，转换为内存中的物理块号。

1．基本的地址变换机构
页表的功能可以由一组专门的寄存器来实现。一个页表项用一个寄存器。

由于寄存器具有较高的访问速度，因而有利于提高地址变换的速度；但由于寄存器成本较高，且大多数现代计算机的页表又可能很大，使页表项的总数可达几千甚至几十万个，显然这些页表项不可能都用寄存器来实现，因此，页表大多驻留在内存中。

在系统中只设置一个页表寄存器 PTR(Page-Table Register)，在其中存放页表在内存的始址和页表的长度。平时，进程未
执行时，页表的始址和页表长度存放在本进程的 PCB 中。当调度程序调度到某进程时，才将这两个数据装入页表寄存器中。因此，在单处理机环境下，虽然系统中可以运行多个进程，但只需一个页表寄存器。

当进程要访问某个逻辑地址中的数据时，分页地址变换机构会自动地将有效地址(相对地址)分为页号和页内地址两部分，再以页号为索引去检索页表。查找操作由硬件执行。

在执行检索之前，先将页号与页表长度进行比较，如果页号大于或等于页表长度，则表示本次所访问的地址已超越进程的地址空间。于是，这一错误将被系统发现并产生一地址越界中断。若未出现越界错误，则将页表始址与页号和页表项长度的乘积相加，便得到该表项在页表中的位置，于是可从中得到该页的物理块号，将之装入物理地址寄存器中。与此同时，再将有效地址寄存器中的页内地址送入物理地址寄存器的块内地址字段中。这样便完成了从逻辑地址到物理地址的变换。

图1. 分页系统的地址变换机构

2．具有快表的地址变换机构
由于页表是存放在内存中的，这使 CPU 在每存取一个数据时，都要两次访问内存。第一次是访问内存中的页表，从中找到指定页的物理块号，再将块号与页内偏移量 W 拼接，以形成物理地址。第二次访问内存时，才是从第一次所得地址中获得所需数据(或向此地址中写入数据)。因此，采用这种方式将使计算机的处理速度降低近 1/2。

为了提高地址变换速度，可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，又称为“联想寄存器”(Associative Memory)，或称为“快表”，在 IBM 系统中又取名为 TLB(Translation Lookaside Buffer)，用以存放当前访问的那些页表项。

此时的地址：变换过程是：在 CPU 给出有效地址后，由地址变换机构自动地将页号 P 送入高速缓冲寄存器，并将此页号与高速缓存中的所有页号进行比较，若其中有与此相匹配的页号，便表示所要访问的页表项在快表中。于是，可直接从快表中读出该页所对应的物理块号，并送到物理地址寄存器中。如在块表中未找到对应的页表项，则还须再访问内存中的页表，找到后，把从页表项中读出的物理块号送地址寄存器；同时，再将此页表项存入快表的一个寄存器单元中，亦即，重新修改快表。但如果联想寄存器已满，则 OS 必须找到一个老的且已被认为不再需要的页表项，将它换出。

图2. 具有快表的地址变换机构

由于成本的关系，快表不可能做得很大，通常只存放 16～512 个页表项，这对中、小型作业来说，已有可能把全部页表项放在快表中，但对于大型作业，则只能将其一部分页表项放入其中。

两级和多级页表

现代的大多数计算机系统，都支持非常大的逻辑地址空间(232～264)。在这样的环境下，页表就变得非常大，要占用相当大的内存空间。例如，对于一个具有 32 位逻辑地址空间的分页系统，规定页面大小为 4 KB 即 212 B，则在每个进程页表中的页表项可达 1 兆个之多。又因为每个页表项占用一个字节，故每个进程仅仅其页表就要占用 1 MB 的内存空间，而且还要求是连续的。

显然这是不现实的，我们可以采用下述两个方法来解决这一问题：
(1) 采用离散分配方式来解决难以找到一块连续的大内存空间的问题；
(2) 只将当前需要的部分页表项调入内存，其余的页表项仍驻留在磁盘上，需要时再调入。

1．两级页表(Two-Level Page Table)
对于要求连续的内存空间来存放页表的问题，可利用将页表进行分页，并离散地将各个页面分别存放在不同的物理块中的办法来加以解决，同样也要为离散分配的页表再建立一张页表，称为外层页表(Outer Page Table)，在每个页表项中记录了页表页面的物理块号。

以前面的 32 位逻辑地址空间为例来说明。当页面大小为 4 KB 时(12 位)，若采用一级页表结构，应具有 20 位的页号，即页表项应有 1 兆个；在采用两级页表结构时，再对页表进行分页，使每页中包含 210 (即 1024)个页表项，最多允许有 210个页表分页；或者说，外层页表中的外层页内地址 P2为 10 位，外层页号 P1也为 10 位。此时的逻辑地址结构可描述如下：

在页表的每个表项中存放的是进程的某页在内存中的物理块号，如第0#页存放在 1#物理块中；1#页存放在 4#物理块中。在外层页表的每个页表项中，所存放的是某页表分页的首址，如第 0#页表是存放在第 1011#物理块中。具体图示如下：

在地址变换机构中同样需要增设一个外层页表寄存器，用于存放外层页表的始址，并利用逻辑地址中的外层页号，作为外层页表的索引，从中找到指定页表分页的始址，再利用 P2 作为指定页表分页的索引，找到指定的页表项，其中即含有该页在内存的物理块号，用该块号和页内地址 d 即可构成访问的内存物理地址。

具有两级页表的地址变换机构如下图所示

2．多级页表
对于 32 位的机器，采用两级页表结构是合适的，但对于 64 位的机器，必须采用多级页表。简单的分析如下：

如果页面大小仍采用 4 KB 即 2 ^ 12 B，那么还剩下 52 位，假定仍按物理块的大小(2 ^ 12 位)来划分页表，则将余下的 42 位用于外层页号。此时在外层页表中可能有 4096 G 个页表项，要占用 16 384 GB 的连续内存空间。