引入

在动态分区的存储空间中，常常引入了“零头”问题。尽管采用“紧凑”技术可以解决这个问题，但要为移动大量信息花去不少的处理机时间，代价较高。分页存储管理系统的思想被提出了。
分页，是把主存存储空间按大小一定的块划分，称为物理块，或页框。同时按同样的尺寸去划分作业的地址空间，形成一个个相等的页面，称为逻辑页或虚页。因此，作业可以按页为单位，零散地放在主存的不连续的页框中。

如上图所示，作业的各个页面与页框的对应，就是通过页表来实现。
页面（page）：在分页式系统中，把作业的地址空间划分成若干个大小相等的区域，例如一个区为1KB，称这样的每个区为页面或者简称页。页的大小通常在 512B～4KB范围。相应地，也需将主存空间划分为若干个大小相等的物理块，并使块与页的大小相同，这样，在将用户程序装入内存时，刚好一块中放页。
页面映射表（page map table）：简称页表。其中列出了作业的逻辑地址与其在主存中的物理地址间的对应关系。一个页表中包含若干个表目，表目的内容是对应于用户程序中的页号，表目中的最基本内容是该页所对应的物理块号。

页表

页表列出了作业的逻辑地址与其在主存中的物理地址间的对应关系。一个页表中包含若干个表目，表目的自然序号对应于用户程序中的页号，表目中的最基本内容是该页对应的物理块号。

页表的每一个表目除了包含指向页框的指针外，还包括一个存取控制字段。这个表目也称为页描述字。

控制寄存器

系统中每个装入内存的作业都有一张页表。各页表的起始地址都不同。为了方便查找页表表项，系统还设立了一个“控制寄存器”。（格式如下）控制寄存器存放CPU正在处理的作业所对应页表的起始地址以及该作业的页数。

如上例，CPU正在处理的作业共有3页，该作业的页表起址为1000。

作业登记表

例：简述作业J1的页表定位过程。

作业被调度放进内存时，分页系统把该作业分成3页，建立页表，并把页表起址1000以及页数3写进系统的作业登记表中。
系统调度J1执行时，从系统的作业登记表中读取页表起址（1000）和页数（3）写到控制寄存器。这样，J1的页表位置就确定了。

纯分页存储管理

又称静态页式管理，它的特点是系统若能满足一个作业所要求的全部块数，此作业才能被装入内存；否则，不为它分配任何内存。简单地说：要么全部调入，要么全部不调入

⑴地址变换

例如：简述指令 LOAD 10,2500 的地址变换过程。说明：把10写进第 2500内存单元。

⑵变换过程

第1步：把虚拟地址2500转换成页号P=2，位移量W=452；（这一步完全由硬件完成）
第2步：如果页号2大于页表大小，则中断；否则继续；
第3步：页号2与页表起址1000运算（1000+2*20，设页描述子大小为20）得到页描述子地址为1040；
第4步：从页描述子中读取块号8；
第5步：根据页描述子的“存取控制”判断该指令是否被允许访问内存，如果不允许，则中断；否则继续；
第6步：块号8与位移量452运算（8×1024+452=9644，1024为页面大小）得到物理地址9644 （这一步与①相反，完全由软件完成）
第7步：把数字1写进内存地址9644单元中。

快表

如果把页表放在主存中，无疑会影响系统的性能。这是因为每次访问主存，首先必须访问页表，读出页描述字，之后根据页表形成的实际地址再访问主存，这样使访问主存的次数加倍，因而使总的处理速度明显下降。
为了解决这个问题人们采用一组硬件寄存器，存放当前访问页的页描述子，此硬件寄存器即超高速缓存，称为“快表”。
基地址转换过程如下图所示。

每次访问主存时，首先查找快表，若找到所需的页描述子，则快速形成物理地址。否则从页表中查找后形成物理地址，同时把页描述子写入快表。如果设计得当，快表的命中率可以很高。
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