【正文】 精品課程系列 計算機學院版權所有 0頁 1頁 2頁 3頁 作業(yè) ?！恫僮飨到y(tǒng)》教程 且 每段的信息可以在內存中分開存放（同純段式的區(qū)別） ，因此，分段的大小不受內存區(qū)的限制，可以利用動態(tài)頁面請求的方式實現(xiàn)虛擬存儲。因此程序的虛地址空間由三個部分組成： 段號 、 頁號 與 頁內位移量 。制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 段式存儲管理與頁式存儲管理各有優(yōu)缺點，如 頁式管理能較好地解決系統(tǒng)碎片問題 ，而 段式存儲管理能很好地實現(xiàn)程序共享 ，因此，將頁式管理與段式管理的思想結合起來進行內存的管理應該是更具優(yōu)勢的。制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 （ 3）分段的最大尺寸受內存可用空間的限制。精品課程系列 計算機學院版權所有缺點： （ 1）需要更多的硬件支持，提高了機器成本（雖然在現(xiàn)在的硬件環(huán)境下已經(jīng)不是問題了）?！恫僮飨到y(tǒng)》教程 （ 5）實現(xiàn)了虛擬存儲管理，而且內外存交換的是一段完 整的 有意義的信息（程序功能模塊） 。由于分段的地址空間是二維的，而 且分段是獨立的程序模塊，因此可以 在程序執(zhí)行過 程中調入相應的段進行動態(tài)鏈接 。 （ 3）段長可以根據(jù)需要動態(tài)增長，對那些需要不斷吸收 新數(shù)據(jù)的段來說，非常有用。在分段中，每個程序模塊構 成各自獨立的分段，并采用段的保護措施，模塊之 間不受干擾，因此模塊化程序的處理比較好解決。制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 精品課程系列 計算機學院版權所有段的保護地址越界保護： 利用段表中的段長項與虛地址中的段內地址進行比較，若段內地址大于段長，系統(tǒng)就會產(chǎn)生保護中斷。《操作系統(tǒng)》教程 缺段處理過程如下：修改段表及空閑區(qū)鏈按照合適的算法淘汰一個或幾個段來相成一個合適的空區(qū)合并空閑區(qū)，以形成一個合適的空閑區(qū)為新段分配內存區(qū)內存中有合適的空閑區(qū)嗎？否是是請求新段 返回空閑區(qū)容量總和能否滿足？空閑區(qū)管理，同動態(tài)分區(qū)管理方式類似制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 精品課程系列 計算機學院版權所有缺段中斷機制 當進程所需的段還未調入內存時，便由缺段中斷機構產(chǎn)生 中斷信號?！恫僮飨到y(tǒng)》教程 制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 將共享計數(shù) 器 +1。 （ 2） 其它 進程請求共享段時， 該進程的非共享段表增 加一表項 ，填入該共享段的物理地址。精品課程系列 計算機學院版權所有共享段分配的過程如下： （ 1） 第一個進程 請求共享段時，為該共享段分配內存， 將該段的信息填入進程的 非共享段表 中?！恫僮飨到y(tǒng)》教程 以便實現(xiàn)動態(tài)地址變換和缺段 中斷處理，段表的結構如下圖所示：段號 起始地址 長度 存取方式 內存內外 訪問位 0 2067 89 只讀 內 1 1 6532 1000 讀 /寫 外 0 2 7780 567 讀 /寫 內 1制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 精品課程系列 計算機學院版權所有段式存儲管理的虛存空間 段式管理的虛存空間是二維的，它是由 “ 段號 ”與 “ 段內地址 ” 組成?！恫僮飨到y(tǒng)》教程 每段內部，是 連續(xù)順序 存儲的。 系統(tǒng)以段為單位來分配內存 ，然后通過地址映射機構將虛擬地址轉換成實際的物理地址。而段式存儲管理則可以有效地解決程序共享的問題。制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 （ 3）雖然消除了外部碎片，但是 進程中的最后 一頁中總有一部分空間得不到利用 ，形成 內部碎片 。精品課程系列 計算機學院版權所有缺點： （ 1）需要相應的硬件支持，增加了機器成本?！恫僮飨到y(tǒng)》教程 實現(xiàn)了虛擬存儲方式，提高了內存的利用 率，有利于組織多道程序執(zhí)行。精品課程系列 計算機學院版權所有頁式管理的優(yōu)缺點頁式管理有如下優(yōu)點：（ 1）它不要求進程的在內存中連續(xù)存放，因此 有效地解決了外部碎片?！恫僮飨到y(tǒng)》教程 存取控制保護： 在 頁表中增加一個保護位 ，說明對該頁的 “ 讀、寫 ” 的控制，當要訪問訪問某個頁面時，系統(tǒng)會自動檢查所做的操作是否滿足該頁在頁表所記錄的存取控制的要求。如：在讀取頁表的時候， 將虛地址中的頁號與頁表長度比較，若頁號大于頁表長度 ，則訪問越界。精品課程系列 計算機學院版權所有查詢指針前進一步，指向下一個表目選擇該頁面淘汰置頁面訪問位為 0入口返回頁面訪問位 =0？ 是否訪問位頁號 頁面號0 6 01 13 12 32 1返回周期性的將訪問位改為 0制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 《操作系統(tǒng)》教程 LRU算法需要叫多的硬件支持，系統(tǒng)花費大，故常使用近似算法（ P132）， 最近沒有使用頁面淘汰算法 是常用的近似算法。精品課程系列 計算機學院版權所有最近最久未使用頁面置換算法（ LRU）。《操作系統(tǒng)》教程 精品課程系列 計算機學院版權所有 若給進程 P分配 4個頁面時，我們可以利用同樣方法計算 出發(fā)生缺頁中斷的此時為 9次，缺頁率為 9/17=% 在正常情況下，如果 分配給一個進程或作業(yè)的頁面數(shù) 越多，缺頁率越低 ，但是有時并非如此，從上述例題中， 我可以看出當分配給進程的頁面數(shù)增多時，缺頁率反而上 升，這種現(xiàn)象成為 Belady現(xiàn)象?！恫僮飨到y(tǒng)》教程 7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1鏈表尾指針(12)0 1 2鏈表首指針4 2鏈表首指針 鏈表尾指針7,0,1,2,0,3,0,4,2(9)4 2 3鏈表首指針 鏈表尾指針7,0,1,2,0,3,0,4,2,3(10)2 3 0鏈表首指針 鏈表尾指針7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0(11)3 0 1鏈表首指針 鏈表尾指針7,0,1,2,0,3(6)2 3 0鏈表首指針 鏈表尾指針7,0,1,2,0,3,0制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 20 0鏈表首指針 鏈表尾指針7(2)鏈表尾指針鏈表首指針 71鏈表首指針 鏈表尾指針7 先進先出算法： 制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 這些數(shù)字代表進程 P建的程序和數(shù)據(jù)的頁號。每次選擇表頭的頁面置換，而新?lián)Q入的頁鏈入表尾。精品課程系列 計算機學院版權所有 選擇在內存中 駐留時間最長 的一頁將其淘汰?！恫僮飨到y(tǒng)》教程 （ 2）輪轉（循環(huán)的換出頁面）和先進先出算法：（ 3）最近最久未使用頁面置換算法（ LRU）。制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 （ 2）缺頁中斷處理完成后，仍 返回到原指令 去重新指令，因為那條指令并未執(zhí)行。精品課程系列 計算機學院版權所有缺頁中斷與一般中斷的區(qū)別如下： （ 1）缺頁中斷是在執(zhí)行一條指令時產(chǎn)生的中斷，并立即轉去處理?！恫僮飨到y(tǒng)》教程 制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 由于程序部分地調入內存，所以在執(zhí)行過程中，其它的頁會不斷地調入內存，系統(tǒng)采用中斷的方式來實現(xiàn)頁的調入。改變位 ：該頁被淘汰時，若曾在內存中被修改，則改變位為 “1” ； 否則為 “0” 。外存起始地址 ：該頁在 輔助存儲器中的起始地址 。 精品課程系列 計算機學院版權所有在動態(tài)頁式存儲管理中，頁表被擴充，擴充之后的頁表如下圖所示：頁號 頁面號 缺頁中斷位 外存起始地址 改變位《操作系統(tǒng)》教程 這種管理方法 實現(xiàn)了虛擬存儲器 的概念，解決了作業(yè)大而內存小的矛盾。 制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 精品課程系列 計算機學院版權所有例題 : 假定訪問頁表的時間為 100ns， 訪問聯(lián)想寄存器的時間為 20ns， 希望把進行一次內存訪問的平均時間控制在 140ns之內，試問這是要求聯(lián)想寄存器的命中率是多少？制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 《操作系統(tǒng)》教程 由于快表的命中率為 90%，因此現(xiàn)在進行一次內存存取的平均時間是： （ 200+40） *90%+（ 200+200） *10%=256ns 不采用快表，只有頁表進行內存存取，每次需要400ns， 也就是說，采用快表比只采用頁表少花 400256=144ns， 144ns在 400ns中所占的比率為： （ 144/400） *100%=36%，即下降了 36%。精品課程系列 計算機學院版權所有例題： 假定 CPU訪問一次內存的時間為 200ns， 訪問一次快表的時間是 40ns， 若快表的命中率為 90%，試問現(xiàn)在進行一次內存存取的平均時間是多少？比只采用頁表下降了多少？制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 《操作系統(tǒng)》教程 精品課程系列 計算機學院版權所有 在設置了快表的系統(tǒng)中， 系統(tǒng)總是先通過快表中的所有表項進行并行比較 ，如果發(fā)現(xiàn)了匹配的頁，則將頁面號直接取出，只有當快表中沒有匹配的頁號時，則按照普通的方式進行地址轉換。《操作系統(tǒng)》教程 制 作 者 ： 郭 平 、 王 在 模 、 何 靜 媛重慶大學計算機學院 精品課程系列 計算機學院版權所有 從上圖可以看出，程序取數(shù)據(jù)或指令需要經(jīng)過頁表變換才能得到實際物理地址，因此必須訪問內存兩次，這就比通常的指令執(zhí)行速度慢一倍。《操作系統(tǒng)》教程 精品課程系列 計算機學院版權所有以上的地址轉換過程全部由硬件地址變換機構自動完成?！恫僮飨到y(tǒng)》教程 用數(shù)對中的 “ 頁號 ” 去查找作業(yè)的頁表，得到相應的頁面號。精品課程系列 計算機學院版權所有 分頁存儲管理的地址轉換 地址結構與數(shù)對（頁號，頁內位移）的形成 在分頁管理的地址變換中，首先遇到的問題就是將一維的 相對地址（虛擬地址）轉換成二維