分页与分段机制的研究比较

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1、分页与分段机制的比较研究崔洪星（华中科技大学机械科学与工程学院M201170270）摘要：首先对分页存储管理和分段存储管理的问题引入、基本思想、地址结构和地址变换分别进行了阐述，然后进行比较分析，最后提出了一种段页式存储管理思想。1．分页存储管理1.1．问题引入当程序太大，超过了空闲内存的容量时，没有办法把它全部装入内存，这时该怎么办？在以前，人们通常采用的解决方案是覆盖技术。也就是说，把该程序划分为若干部分，称为覆盖块，然后只把哪些当前需要用到的指令和数据保存在内存中，而把其余的指令和数据保存在外存中。对于存放在外存上的覆盖块，当需要用

2、到它们时，会由操作系统动态地切入内存。虽然覆盖块的交换操作是由操作系统来完成的，但必须由程序员手工地把一个大的程序划分为若干个小的功能模块，并确定各个模块之间的调用关系。这种事情费时又费力，增加了编程的复杂度。不久就有人找到了一种办法，可以把全部的工作都交给计算机来完成。这种方法就是基于分页存储管理思想的虚拟内存技术。1.2.基本思想在虚拟页式存储管理中，一方面，把物理内存划分为许多个固定大小的块，称为物理页面。另一方面，把虚拟地址空间也划分为大小相同的块，称为虚拟页面。物理页面和虚拟页面大小相等，可将虚拟页面的任一页面放进内存的任一块中

3、，实现离散分配。虚拟地址与物理内存地址之间的映射关系存放在页表中，分页系统中，CPU每次要存取一个数据，都要两次访问内存（访问页表、访问实际物理地址）。为提高地址变换速度，增设一个具有并行查询能力的特殊高速缓冲存储器，称为“联想存储器”或“快表”，存放当前访问的页表项。1,3.地址变换在下面的例子中，页面的大小是4KB。由于虚拟地址空间是64KB，物理内存是32KB，因此我们将得到16个虚拟页面和8个物理页面。当一个用户程序需要在内存和磁盘之间换入换出时，不是以整个程序为单位，而是以页面为单位。假设程序在运行时，需要去访问地址0。例如，执

4、行下面的指令：MOVREG,0虚拟地址0被发送给MMU，然后MMU就会发现这个虚拟地址位于第0个页面中而第0个虚拟页面存放在内存的第2个物理页面中，它的起始地址是8192，然后再加上页内的偏移地址0，所以最后得到的物理地址就是8192.然后MMU就会把这个真正的物理地址发送到地址总线上，从而去访问相应的内存单元。这样，这一次的内存访问就顺利得完成了。经过适当的设置后，MMU能够将16个虚拟页面映射到相应的8个物理页面之一，但这并没有解决虚拟地址空间比物理内存大的问题。而其他的虚拟页面，则无法被映射，在图中用X来表示。在实际的硬件上，会由一

5、个有效位来描述每个虚拟页面是否在内存中。如果程序访问了一个未被映射的页面，例如，它执行了如下的指令：MOVRGE,32780也就是说，对虚拟地址32768进行访问（这个虚拟地址位于第8个虚拟页面中，而且页内偏移地址是12），那么MMU在进行地址映射的时候就会发现，第8个虚拟页面并未在内存中，因此无法完成此次地址映射。这时，MMU就会引发一个缺页中断，把这个问题提交给操作系统去处理。操作系统将从内存中挑选一个使用不多的物理页面，把它的内容写回到磁盘，从而腾出了一个空闲页面，然后把引发缺页中断的那个虚拟页面装入该空闲页面中，并对地址映射关系进

6、行更新。最后，回到被中断的指令重新开始执行。例如，假设操作系统选中了物理页面1，把它的内容保存在磁盘上，然后把第8个虚拟页面装入到物理页面1.接下来，要对MMU的地址映射进行两处修改：一是将虚拟页面1的表项设置为未映射，这样，如果将来有程序需要去访问虚拟页面1的地址，就会引发缺页中断；二是将虚拟页面8的表项设置为1，这样，当重新执行被中断的指令时，就会把虚拟地址32780映射到相应的物理地址4108。从理论上讲，虚拟地址到物理地址的映射就像我们刚才所描述的那样，虚拟地址被分成虚拟页面号和偏移量两部分。在地址映射时，使用虚拟页面号作为索引去

7、访问页表，从而得到相应的物理页面号。然后用物理页面号来取代虚拟页面号，与虚拟地址中的偏移量进程组合，从而得到最终的物理地址。图1,虚拟地址与物理内存地址之间的映射关系1.4.多级页表在页表的具体实现上，除了以上的简单描述之外，还要考虑两个重要的问题：1.页表可能会比较大2.地址映射必须十分迅速解决以上两个问题，现在多采用多级页表技术。多级页表的思路是，虽然进程的虚拟地址空间很大，但是当进程在运行时，并不会用到所有的虚拟地址，所以没有必要把所有的页表项都保存在内存中。假设虚拟地址为32位，页面大小为4KB。如果是通常的页式存储管理，将把虚拟

8、地址划分为两部分：虚拟页面号20位，页内偏移地址12位。但是在二级页表的结构下，还需要把虚拟页面号再进一步地划分为两部分：10位的字段PT1和10为的字段PT2。多级页表的秘诀在于避免把所有的