【在页式存储管理中 内存页式存储管理】为了支持多道程序系统和分时系统,支持多个程序并发执行,引入了分区式存储管理，这里给大家分享一些关于内存页式存储管理，希望对大家能有所帮助 。
基本原理
将程序的逻辑地址空间划分为固定大小的页(page)，而物理内存划分为同样大小的页框(page frame) 。程序加载时，可将任意一页放人内存中任意一个页框，这些页框不必连续，从而实现了离散分配 。该方法需要CPU的硬件支持，来实现逻辑地址和物理地址之间的映射 。在页式存储管理方式中地址结构由两部构成，前一部分是页号，后一部
页式管理方式的优点是：
1)没有外碎片，每个内碎片不超过页大比前面所讨论的几种管理方式的最大进步是，
2)一个程序不必连续存放 。
3)便于改变程序占用空间的大小(主要指随着程序运行，动态生成的数据增多，所要求的地址空间相应增长) 。
缺点是：要求程序全部装入内存，没有足够的内存，程序就不能执行 。
分为页内地址w(位移量)
页式管理的数据结构
在页式系统中进程建立时，操作系统为进程中所有的页分配页框 。当进程撤销时收回所有分配给它的页框 。在程序的运行期间，如果允许进程动态地申请空间，操作系统还要为进程申请的空间分配物理页框 。操作系统为了完成这些功能，必须记录系统内存中实际的页框使用情况 。操作系统还要在进程切换时，正确地切换两个不同的进程地址空间到物理内存空间的映射 。这就要求操作系统要记录每个进程页表的相关信息 。为了完成上述的功能，—个页式系统中，一般要采用如下的数据结构 。
进程页表：完成逻辑页号(本进程的地址空间)到物理页面号(实际内存空间，也叫块号)的映射 。
页式管理地址变换
在页式系统中，指令所给出的地址分为两部分：逻辑页号和页内地址 。
原理：CPU中的内存管理单元(MMU)按逻辑页号通过查进程页表得到物理页框号，将物理页框号与页内地址相加形成物理地址
上述过程通常由处理器的硬件直接完成，不需要软件参与 。通常，操作系统只需在进程切换时，把进程页表的首地址装入处理器特定的寄存器中即可 。一般来说，页表存储在主存之中 。这样处理器每访问一个在内存中的操作数，就要访问两次内存：
第一次用来查找页表将操作数的 逻辑地址变换为物理地址;
第二次完成真正的读写操作 。
这样做时间上耗费严重 。为缩短查找时间，可以将页表从内存装入CPU内部的关联存储器(例如，快表) 中，实现按内容查找 。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将页号送人快表，并将此页号与快表中的所有页号进行比较，而且这 种比较是同时进行的 。若其中有与此相匹配的页号，表示要访问的页的页表项在快表中 。于是可直接读出该页所对应的物理页号，这样就无需访问内存中的页表 。由于关联存储器的访问速度比内存的访问速度快得多 。
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