title: 存储管理地址变换过程
tags: 操作系统

date: 2021-12-23 20:39:53

需求分析

​ 在内存管理中，非连续分配管理方式分为基本分页存储管理，基本分段存储管理，基本段页式存储管理。用户输入逻辑地址OS计算出物理地址。

基本分页存储管理

​ 将内存空间分为一个个大小相等的分区，每个分区就是一个“页框”。一个进程对应一张页表，各个页面离散地放到各个内存块中去。

地址变换如下：

1.根据逻辑地址计算 页号，页内偏移量。

2.页号的合法性检查

3.页号合法，再根据页表起始地址，页号找到对应的页表项

4.根据页表项中记录的内存块号，页内偏移量 得到最终夺得物理地址

5.访问物理内存对应的内存单元

基本分段存储管理

​ 将程序按照自身逻辑关系划分成若干的段，每个段都有段名且在内存中占据连续空间。各段可以不相邻。

地址变换如下：

1.由逻辑地址得到段号，段内地址。

2.段号与段表寄存器中段长度比较，检查是否越界

3.由段表始址，段号找到对应段表项。

4.根据段表中记录的段长，检查段内地址是否越界

5.由段表中的“基址 + 段内地址”得到最终的物理地址。

6.访问目标单元。

基本段页式存储管理

​ 将地址空间按照自身逻辑关系划分为若干段，将各段划分为大小相等的页面，将内存空间分为与页面大小相等的一个个内存块，系统以块为单位为进程分配内存。

地址变换如下：

1.由逻辑地址得到段号，页号，页内偏移量。

2.段号与段表寄存器中段长度比较，检查是否越界。

3.由段表始址，段号找到对应段表项

4.根据段表中记录的页表长度，检查页号是否越界。

5.由段表中的页表地址，页号得到检查页表，找到相应页表项

6.由页面存放的内存块号，页内偏移量得到最终的物理地址

7.访问目标单元

基本分页式存储管理

​ 普通分页式存储管理如下图所示，由用户给出逻辑地址经OS计算得出页号，页内地址（页内偏移量），首先根据PTR判断页号是否越界，若页号正常，则根据页号在页表中找到相应页表项，再根据页表项中块号，页内地址，得出物理地址。

​ 在这样的基础上，还可以作进一步的改进，增加快表，在查询到相应页表项时，根据数据局限性原理 ，将数据暂存到快表中，下一次访问时，就可以直接在快表中得到想要查询的数据，时间，空间上都有很大的提高。如下图

​ 当然，还可以用另外一种方式改进------设置多级页表，设置多级页表可以解决问题：1.当页表很大时，由于页表是连续存放方式，需要占用很多多个连续的页框。

2.由局部性原理可知进程在一段时间内只可能访问几个特定的页面，没有必要让整个页表常驻内存。

根据一级页号查询页目录表，找到下一级页表在内存中的位置，再根据二级页号查表，找到最终想访问的内存（下图演示二级页表逻辑地址结构，多级页表以此类推）

基本分段式存储管理

​ 普通分段式存储管理如下图所示，用户给出逻辑地址，包含段号，段内地址（段内偏移量），根据PTR判断段号是否越界，若段号正常，查找段表找到相应的段表项，根据段表项中段长判定段内地址是否越界，若段内地址正常，则根据段表项中基址，段内地址得出物理地址。

​ 分段式存储管理也可以引入快表来增加地址变换速度，过程和页式一样。在快表中命中后就不需要在段表中查询。

基本段页式存储管理

​ 普通基本段页式存储管理如下图所示，基本段页式存储管理方式是以上两种方式的结合，先将进程根据自身逻辑分段，再将每一段进行分页。

​ 用户输入逻辑地址包括段号，段内页号，段内地址。首先根据PTR中段表长度判定段号是否越界，若段号正常；根据段号查询段表中段表项，根据段表项中页表长度判断段内页号是否越界，若页号正常；根据页号查询页表，找到相应的页表项，再根据内存块号，页表始址，段表始址得出最后的物理地址。

​ 段页式存储也有相应的改进措施，如引入快表增加地址变换速度。

优缺点分析