離散儲存主要包括分頁儲存和分段儲存兩種。
一。分頁儲存管理：
頁面：系統把程序劃分為與幀（儲存塊）大小相等的塊，成為頁面（這樣就可以讓乙個頁存入乙個幀中）。
#1資料結構：
1.位示圖：記錄系統中幀的使用情況。
2.頁表（pt）（放在系統區）
頁表：頁號幀號許可權（讀寫）
比如，系統規定頁面的長度為
1024
個位元組，則頁內位址可用
10個二進位制位表示（
1024=2
10）表示。若機器的位址碼是
16位二進位制數時，其中高
6位代表頁號，低
10位代表頁內位址。
這樣的位址結構，允許乙個程序的頁面總數達64頁。（頁號佔6位，2的6次方為64）
邏輯位址構成 《頁號，偏移》
從頁表暫存器中找到頁表的起始位址從而找到頁表，根據頁表中的頁號找到對應的幀號，幀號，偏移分別作為實體地址的高位和低位共同形成實體地址。
頁內偏移 與 幀內偏移應該是一樣的。
從此過程中可見讀取記憶體中的乙個運算元，需要訪問兩次記憶體（頁表暫存器+運算元）
#3.頁面分配與**：
（1）計算請求者需要的總幀數n。（所需記憶體空間大小/幀的大小）
（2）查位圖，若找不到足夠的空閒幀，編制「分配失敗」報告返回。
（3）索取乙個空閒頁表pt。
（4）從位圖中找出n個為0位，計算出對應的幀號，填入pt。
（5）將這些位改為1。（修改位示圖中的對應位，使用為1，不使用為0）
（6）將pt起始位址填入程序的pcb中。
（7）結束。
#4.記憶體共享：
可重入技術 。。。。
分頁管理總結：
•離散儲存，利於大程序裝入
•只有很少的頁內碎片，提高記憶體利用率
•ds：位示圖、頁表
•動態位址重定位
邏輯位址 實體地址
一維、二維 二維、一維
•頁面共享不易實現
二。分段管理技術：
1.所謂段可以理解為對一段程式的不同劃分，如分為主程式，函式，陣列等。
2.不會產生內碎片，但可能產生外碎片。
3.如在乙個有32位位址空間的分段管理系統中，段表的段首位址也必是一有32位。
#1.資料結構：
mat表
空閒分割槽鏈
段表：段表st，是用來記錄各個段位址對映關係的**，每個程序有一張。
各個分段在記憶體空間中的對應位置都登記在段表內。
段首位址段長度訪問控制
#2.位址重定位過程：
系統中設定段表控制暫存器，包括段表基址暫存器（stbr）和段表長度暫存器（stlr）
根據段表暫存器的內容找到對應段，根據段號找段的起始位址，與段內位址共同形成邏輯位址。
(1) 提取邏輯位址中的「段號」。
(2) 比較段號與stlr的段長度。如果超出段表長度，則返回「記憶體定位錯誤」，終止程序的執行。
(3) 從stbr中給出的段表首址開始，以段號為索引查詢該程序對應的段表，得到欲訪問段的首位址。
(4) 取出欲訪問段的首位址，加上邏輯位址中的偏移量得到實體地址。
#3.記憶體共享與保護：
分段管理模式下的資訊保護分兩級。第一級是防止程序發生超出儲存空間的訪問，第二級是阻止程序超出訪問許可權的讀寫。
三。段頁式管理：
（在段內分頁）
系統為乙個含有多分段的程序分配記憶體時，首先為這些分段建立段表，將各段長度填入表中。接下來為每個段分配位址空間。在這種系統中，
各分段有乙個
頁表，其首位址存放在段表中。
根據段表控制暫存器找到對應段號，根據段號找到頁號，根據頁號找到幀號，幀號加偏移形成實體地址。
邏輯位址《頁號，偏移》
（1）硬體邏輯中，將邏輯位址中的頁號p送入快取記憶體，與其中的所有頁號進行比較。找到相匹配的頁號後，讀出該頁面對應的幀號，送實體地址暫存器，與偏移量w共同合成乙個訪問記憶體的實體地址。
（2）若快取記憶體內找不到相匹配的頁號，表示欲訪問的頁號不在快表中。系統需要再訪問記憶體中的頁表。找到該頁的幀號，送實體地址暫存器與偏移量w共同合成訪問記憶體的實體地址。同時，將該頁及幀號複製到快表中。此時，如果快取記憶體已沒有空閒位置，應找到乙個最不常用的頁表項淘汰掉，換入新的頁表項。
為訪問一次快表的時間，t2
•如果一次查詢快表能找到所用的頁，我們稱作命中。此時的有效訪存時間
t
大約為：
t
=t1
+t2
•
如果一次查詢快表找不到所用的頁，稱作沒有命中。此時的有效訪存時間
t
將是：
t
=t1
+ 2t2
•
一般地，當查詢快表的命中率為
p
，則平均記憶體有效訪問時間
t
大約為：
t = p*(t1 + t2) + (1-p) *(t1 + 2 * t2)
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