人教部编第五章 存储器管理学习辅导资料.docx

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1、第第五五章章 存储器治理存储器治理5.1 常识常识 点汇总点汇总1、存储器的档次存储器的档次操纵 零碎的内存治理内存治理 功用功用，使之操纵 零碎中担任治理 内存运用的那部分功用子集，又称主存治理。在古代盘算 机零碎中，存储器是信息外理的起源 与归宿，盘踞 主要 地位。然而，在现有技巧 前提 下，任何一种存储装置，都无奈 同时赶快 率 与容量两方面，满意 用户的需要。实践上它们构成 了一个速率 由快到慢，容量由小到年夜 的存储装置档次。图 5-1三级存储器构造2、内存治理、内存治理 的目标的目标主存的调配主存的调配 跟跟 治理治理：当用户需要 内存时,零碎为之调配 响应 的存储空间；不需要时，

2、实时 接纳，以供其余用户运用。进步主存储器的应用率进步主存储器的应用率：不仅 能使多道次序 静态地共享主存，进步主存应用率，最好还能共享主存中某个地区 的信息。“扩年夜扩年夜 主存容量主存容量：为用户供给 比主存物理空间年夜 得多的地点 空间，以致运用户感受 他的功课 是在如此 一个年夜 的存储器中运转。(虚构 内存技巧)存储爱护存储爱护：确保多道次序 都在各自调配 到存储地区 内操纵，互不搅扰，避免一道次序 毁坏其余功课 或零碎文件的信息。次序次序 的各个阶段的各个阶段：编纂 编译链接装入运转1).编纂 阶段：创破 源文件2).编译阶段：天生 目标 文件3).衔接阶段：天生 可履行 文件4)

3、.装入阶段：重定位，装入内存5).运转阶段：掉 掉 落 后果图 5-2 次序 的各个阶段3、存储器治理存储器治理 的功用的功用存储器治理 的功用：内存调配、地点 映射、内存爱护、内存扩年夜。4、存储器有关不雅存储器有关不雅 点点地点地点 空间：空间：次序 用来访咨询 信息所用地点 单位 的聚集。逻辑相对地点 的聚集。由编译次序 天生存储空间存储空间：主存中物理单位 的聚集 物理相对地点 的聚集 由拆卸次序 等天生1逻辑地点逻辑地点 相对地点相对地点，虚地点虚地点 用户的次序 经过汇编或编译后构成目标 代码，目标 代码平日 采纳相对地点 的方法，其首地点 为 0，其余 指令中的地点 都相关于首地

4、点 而编址。不克不及 用逻辑地点 在内存中读守信 息2物理地点物理地点 相对地点相对地点，实地点实地点：内存中各物理单位 的地点 是从一致的基地点次序 编址。3重定位重定位：把功课 地点 空间中运用的逻辑地点 变更 成内存空间中的物理地点 的过程。又称地点 映射。1相对装入相对装入：编译后，装入前已发生了相对地点 内存地点 ，装入时不再作地点 重定位。相对地点 的发生：1由编译器实现，编程时运用标记 地点 2由次序 员编程实现。次序 中所运用的相对地点，可在编译或汇编时给出，也可由次序 员直截了当 给予。但在由次序 员直截了当 给出相对地点 时，不仅 请求 次序 员熟习内存的运用状况，并且 一

5、旦次序 或数据被修正后，能够要改动次序 中的一切地点。因而，平日 是宁肯 在次序 中采纳标记 地点，而后 在编译或汇编时，再将这些标记 地点 转换为相对地点。2 静态重定位：是在目标 次序 装入内存时，由装入次序 对目标 次序 中的指令跟 数据的地点 进展修正，即把次序 的逻辑地点 都改成实践的内存地点。重定位在次序 装入时一次实现。图 5-3次序 静态运转3)静态运转古装入静态运转古装入：静态重定位在把装入模块装入内存后，并不破 刻把装入模块中的相对地点 转换为相对地点，而是把这种地点 转换推延到次序 真刚要 履行 时才进展。因而，装入内存后的一切地点 都还是 相对地点。图 5-4静态重定位

6、表示图4次序次序 的链接的链接1静态链接：静态链接：对相对地点 的修正，变更 外部挪用 标记。图 5-5 次序 的静态链接2装入时静态链接装入时静态链接：便于修正跟 更新，便于实现 对目标 模块的共享。DLL 静态链接库3 运转时静态链接运转时静态链接：这种链接方法 是将对某些模块的链接推延到履行 时才履行，即，在履行 过程 中，当发觉 一个被挪用 模块尚未装入内存时，破 刻由 OS 去寻 到该模块并将之装入内存，把它链接到挪用 者模块上。凡在履行 过程 中未被用到的目标 模块，都不会被调入内存跟 被链接到装入模块上，如此 不仅 可放慢次序 的装入过程，并且 可浪费少量的内存空间。4)碎片：内

7、存中容量太小、无奈 被应用的小分区。5、内存治理、内存治理 技巧技巧-分区治理分区治理三种全然 的存储治理 技巧：分区法、可重定位分区法跟 对调 技巧1 分区法：把内存分别 红假设 干分区，每个分区里包容一个功课。1牢固牢固 分区方法分区方法 定长分区方法定长分区方法 ：是将内存用户地区 分别 为几多个牢固 巨细 的地区，在零碎运转过程 中，每个地区 恣意时辰只寄存一个次序，且延续完好寄存。经过设置内存调配 表，内存调配 庞杂，但内存应用率不高分区的调配分区的调配 战略：战略：开始开始 适配适配，任何时辰只要 一个分区酿成 闲暇的，行列 中的第一个可装入的功课 就被装入履行，常常把年夜 分辨别

8、 给小功课。最优适配最优适配，一旦某分区酿成 闲暇，便寻寻 可装入的最年夜 功课，有待年夜 功课 而事实上 小功课，与厚待 小功课 的处置机调理 算法互相抵触。牢固牢固 分区在内存应用率上存在的咨询分区在内存应用率上存在的咨询 题：题：分区常常不 被填满。因为 分区的巨细 是牢固 的，因而 分给过程 的过剩 存储空间将被白费。被白费的空间成为外部存储碎片外部存储碎片。存在一切闲暇分区总合够，但每个闲暇分区太小而无奈 装入的景象。多道并行的次序 数目 遭到分区数目 的限度。2)静态分区将内存用户区分别 为假设 干个分区，每个分区内恣意时辰只要一个次序，且为延续完好寄存。但分别 的实践、巨细 跟

9、地位时静态的，即在零碎运转从开机到关机这段时辰 内，各分区的巨细、地位等分别 状况，是依照用户次序 的往复 而变更 的。静态分区的战略静态分区的战略：必需保持 一张内存闲暇区表跟 已调配 区表来静态地跟踪记载内存闲暇块跟已用块的散布状况。图 5-6 内存静态分区 调配 战略开始 适配。为功课 抉择 分区时老是 按地点 从高到低搜寻，只要 寻 到能够 包容该功课 的空缺 块，就把该空缺 块调配 给该功课。下次适配。老是 从前次 查寻 终了的地点 开场，寻 到一个充足 年夜 的空缺 区调配。最准确 适配。接到内存请求时，在闲暇块表中寻 到一个不小于恳求的最小空块进展调配，为功课 抉择 分区时老是

10、寻寻 其巨细 最濒临 于功课 所请求 的存储地区。特色：用最小空间满意 请求。最坏适配。接到内存请求时，在闲暇块表中寻 到一个不小于恳求的最年夜 空块进展调配，与最准确 习惯 法相反，它在功课 抉择 存储块时，老是 寻寻 最年夜 的空缺 区。特色：当联系后闲暇块仍为较年夜 空块疾速适配调配 多年夜 的闲暇块恰恰调配 法：调配 巨细 恰好 是过程 所需要 的长度，合适无静态扩年夜 请求 的过程。预留空间法：分的巨细 年夜 于过程 的长度，实用 于由静态扩年夜 请求 的过程。可变分区方法可变分区方法 的特色的特色相关于牢固 分区方法，任务庞杂 化了。相关于牢固 分区方法，进步地内存空间应用率，但仍

11、存在空间的白费，。要紧是外部存储碎片，也存在外部存储碎片。外部存储碎片外部存储碎片。小的分不出去的闲暇块。以及党内存一切闲暇块长度之跟 充足 装入一个过程，但各个闲暇块长度都不敷 装入该过程 时，称这些闲暇块为外部存储碎片。外部存储碎片外部存储碎片。在已调配 给某个过程 的空间中，未被运用而被白费的部分空间，称为外部碎片。6、虚构虚构 存储器存储器1虚构 存储器：是由操纵 零碎供给 的一个设想 的特年夜 存储器2 虚构 存储器的全然 特点：1)虚构 扩年夜：不是物理上，而是逻辑上扩年夜 了内存容量2)部分装入：每个功课 不是全体 一次性地装入内存，而是只装入一部分3)团圆调配：不用占用延续的空

12、间，而是“见缝插针。4)屡次对调：所需的全体 次序 跟 数据要分红屡次调入内存3 虚构 存储器遭到的限度：1)指令中表示地点 的字长2)外存的容量7、页式内存治理、页式内存治理将内存牢固 分别 为等长的页面物理页，frame。将次序 也分别 为等长的页逻辑页，logical frame。将次序 的各页装入内存各闲暇的页面。次序 的逻辑编址是一维延续编址，即逻辑页是延续的。而寄存到内存中的物理页时那么不必定 是延续的。页方法 分为：静态实存页式静态实存页式，请求 次序 要一次全体 装入。静态虚存页式虚存页式，次序 能够 纷歧 次性全体 装入。在页式治理 中，次序 的逻辑地点 分为页号跟 页内偏移

13、两部分。1 实存页式的全然 任务过程 与构造因为 内存闲暇页面是静态随机散布的，因而 需要 一个数据构造来随时记载内存中哪些页面是闲暇的，称为内存页表内存页表。平日 采纳位图的方法 记载内存的运用状况。图 5-7 内存页表因为 一个次序 的一切页对应的内存页面时随即疏散 的，因而存在运转时静态重定位的需要，这就需要 为每个过程 树破 一张表，反应 该过程 在内存的散布状况，称为过程过程 页页表表。此中 列出了功课 的逻辑地点 与其在主存中的物理地点 间的对应关联。表中的每一行称为页描绘子图 5-8 过程 页表当一个要树破 一个过程 时。起首 要掉 掉 落 过程 所需长度页数。而后 将闲暇页调配

14、 给该过程，将运用到的闲暇页号记载到过程 页表，并修正内存页表。2 虚存页式的全然 任务过程 与构造虚存技巧虚存技巧：虚存是为进步内存应用率而提出的一种技巧。在一个操纵 零碎下，不请求 任一用户过程 所实践占用的内存空间都年夜 于即是 该用户过程 的逻辑地点 空间。并且 这种功用的实现 对用户通明，那么称该操纵 零碎实现 了虚存技巧。详细做法：在外存平分 别 出一块做为虚构 内存。跟内存一致编址，并分别 页。当过程 树破 时，部分页放入实在 内存的物理页中，部分页放在虚构 内存的页中。在过程 页表中有一项阐明该页在内存依然 在虚构 内存中。查问 过程 页表，能够 断定 要访咨询 的页能否在内存

15、，假设 不在，那么发作缺页中缺页中缀缀。将页调入内存。而后 再次访咨询 该页。当要将页调入内存时，发觉 内存缺乏，有三种应答 战略。1、等候，等候其余 过程 履行 终了开释 内存，而后 取得内存再履行。2、回绝，将过程 打消，以后再履行。3、镌汰，将曾经调配 在内存空间中，不再运用的页或近期不在运用的页，开释。这称为镌汰镌汰 技巧技巧。页镌汰 的任务平日 由一个零碎过程 来实现，称为页镌汰页镌汰 过程过程。被镌汰的页，被放在外存中，以后需要 时再调入内存。在外存中专门寄存镌汰 页的外存地区 称为盘交流区盘交流区(swap area,swap place)。镌汰 战略有：FIFO，在内存中时辰

16、最长的页开始 被镌汰。在内存时辰 最长的页，非常能够是最长被访咨询 的页。LRU，近来 起码 运用页被镌汰。每次访存都要对响应 页做时辰 标志，开支非常年夜。NRU，近来 未运用页被镌汰 时钟算法。3虚存的感化1、处置了年夜 次序 在小空间内运转的咨询 题。用户所运用的逻辑空间能够 比实践内存空间年夜 得多。2、进步了内存的应用率，添加了多道数，进步了 CPU 的应用率跟 零碎吞吐量。一个过程的一次履行 中，未履行 或未访咨询 的那些代码页跟 数据页，不会进入内存。3、相关于交流技巧，虚存增加了装入或交流所需的 I/O 量。虚存每次换入换出是以页为单位，而交流技巧 那么是全部 过程 空间。4、

17、相关于掩盖技巧，次序 员不用本人分别 掩盖块，简化了编程义务。5、运用户不用思索空间巨细，不用思索实践地点。4 过程 页表的实现过程过程 页表的寄存页表的寄存1、过程 页表完整 放在内存中完整 内存计划 需要 为每个过程 树破 一个过程 页表基址寄存器。每次访咨询 内存时，依照过程 页表的基址寄存器值，及逻辑页号，访咨询 当行过程 的过程 页表。每次访存，实践上履行 了两次访存，一次是访咨询 过程 页表，读出页描绘子。第二次才是访咨询 所要访咨询 的页。这象征 着，用户次序 的履行 时辰 将增加 一倍，使总的处置速率 分明下落。2、过程 页表完整 放在一组寄存器中完整 快表计划 将过程 页表完

18、整 放在一组高速寄存器中 称为快表快表。与上一个计划 比，次序 履行 速率 快了一倍。但高速寄存器本钱较高，容量无限，不实用 于年夜 过程 地点 空间。3、过程 页表全体 放在寄存器中，但部分正在运用的内容放在寄存器中部分快表计划 为理处置后面的咨询 题，采纳一组高速寄存器，寄存以后访咨询 过的页的页描绘子。每次访咨询 主存时，起首 查寻 快表，假设 寻 到所需的页描绘子，那么疾速构成物理地点。否那么从页表中查寻 后构成物理地点，同时把页描绘子写入快表。假如计划 妥当，快表的掷中 率能够 非常高。过程过程 页表两级构造页表两级构造古代的年夜 少数盘算 机零碎，都支撑 特不 年夜 的逻辑地点 空

19、间(232264)。页表就变得特不 年夜，要占用相称 年夜 的内存空间。比方：一个 32 位的零碎，一个过程 的虚构 空间可达 2GB，当页长为 4KB 时，该空间内有2的19次方个页。假设 每个物理页的页号要4B,那么该过程 的页表，需要 占用2MB的空间 即 512 页。因而将过程 页表计划 成两级构造，分为页目次页目次(外层页外层页)跟 页表页页表页。图 5-9 过程 两级页表逻辑地点 构造如以下图：5 年夜 而稀少 内存运用之前探讨 的过程 虚址空间逻辑地点 空间基本上 延续编址的。如此 不习惯 用户次序 中多处静态伸缩的需要。要习惯 这种需要，过程 虚址空间就必需采纳不延续编址。平日

20、 有三种不延续编址计划：段式，段页式，页式稀少 编址。页式下，过程 虚址空间的稀少 编址，称为年夜年夜 而稀少而稀少 内存运用内存运用。用户次序 能够 随便 的指定其数据跟 代码的虚址空间，能够 不延续。稀少 编址平日 基本上 基于二级页表构造为前提。表示 为虚址的勤奋树破勤奋树破 作风作风。在二级页表中表示 为页表页的纷歧 次性装入勤奋树破勤奋树破 作风作风。无奈 从页表中获知哪个虚址已被运用。因而要实现 稀少 编址需要 树破 一个数据构造来标识已用的虚址范畴。在页式中存在三次勤奋勤奋。第一次，稀少 编址，以勤奋作风调配 虚址。第二次，二级页表构造中，页表页的勤奋调配。第三次，发作缺页中缀时

21、，勤奋地树破 过程 的某一页。三次勤奋基本上 基于只管 少占用空间资本 的思维。6 页调配 战略1、何时调配、何时调配 与装入与装入fetch 战略战略破破 刻调页刻调页是指在过程 开场履行 前，即过程 树破 时调配 与装入。恳求调页恳求调页是指在实践访咨询 某页时才经过发作缺页中缀，由缺页中缀处置次序 调配与装入该页勤奋。能够缺页中缀次数过多，招致年夜 年夜 减慢过程 履行 速率。事后调页事后调页是指由操纵 零碎依照必定 的算法，静态猜测 今后近来 时辰 内最能够要访咨询 哪些页，并在这些也被实践访咨询 前就事后调配 装入。虚存页式多数 采纳后两种，而实存页式都用破 刻调页。2、写时复制、写

22、时复制过程 的创破 时，平日 的做法是为自过程 从新 调配 物理空间，并把福过程 空间的内容通盘 复制到子过程 空间中，其开支特不 年夜。为了落低过程 创破 的开支，提出了写时复制技巧写时复制技巧：不复制父过程 的空间，而是复制父过程 的页表，使父过程 跟 子过程 共享物理空间，并将谁人共享空间的访咨询 权限设置为只读，当福过程 跟 子过程 的某一方进展写操纵 时，发作一个异样，这时才将要写的页进展复制，如此 一来某些不被改动的页不被复制，落低了开支。7 页长跟 页簇化留意：页长指的是物理空间平分 别 的页的长度。页面长指的是逻辑空间平分 别 的页的长度。页面长平日 是 2 的整数次幂，这能够

23、 简化地点 映射过程 中的逻辑地点 剖析 跟物理地点 盘算。页面长确实定要紧思索：页面年夜，那么外部碎片就年夜。白费存储空间跟 响应 的 I/O 带宽，且启动时辰 长，但过程 页表小，快表(TLB)项数少，快表掷中 率进步，因而增加了页调入调出次数。页面长度是由 CPU 硬件规则的。差别 CPU 规则的页长差别，如：512b,1kb,2kb,4kb,8kb等等。现在 4kb 是最罕见的。并且 统一 CPU 规则的页长能够多个，这时操纵 零碎经过CPU 中的寄存器设置来指定页长。普通状况下，页长与页面长是一样的，但实践上操纵 零碎页面长能够 是页长的整数倍，即用几多个相邻的页构成 一个页面称为

24、一簇，并把如此 的页面做为最小的调配 跟映射的逻辑单位。这称为簇化技巧簇化技巧。页簇化，减小了页面治理 价值。因为 每一簇实践上是几多个页，因而 每次调页基本上 几多个页同时调，增加了调页的 I/O 操纵 次数跟 缺页中缀次数。页簇化实践上是事后调页的一种状况。即事后调入与所缺页相邻的一些页。8任务集跟 平稳任务集任务集:在过程 运转的某一时辰，为确保过程 能履行 下去，在物理存储中必需有的起码 页面数。一个过程 在差别 时辰需要 差别 的任务集，当一个过程 访咨询 一个不在其任务会合的地点 时就会发作缺页中缀。当内存担负过重时，过程 所调配 到的物理存储小于最小任务集，招致延续地，过多地发生

25、缺页中缀。并频仍 发生刚镌汰 的页非常快又被调入的状况，称为颤动平稳平稳.呈现平稳 的时候，简直一切的 CPU 时辰 都用于页的调入调出，而不是用于畸形 的次序 履行。零碎对平稳 的处置平日 是，选中一个或假设 干个过程，全部 调出内存，直至有充足 闲暇页面，不再平稳 为止。假如一个零碎不时发作平稳 景象，阐明该零碎不 装置充足 的内存。8、分段存储治理分段存储治理 技巧技巧1、特色、特色将用户次序 空间按逻辑分别 为几多个部分，每一部分称为一段，每个段内延续编址，段间那么不必定 两续编址。每个次序 的逻辑地点 空间是二维编址的 段号跟 段内偏移，这需要 便衣次序 的支撑，但对初级言语次序 员

26、平日 是通明的。以段为单位，分别 过程 空间，延续完好寄存。即，段内是延续寄存，段间不延续寄存。段方法 分实存段式与虚存段式两种，过程 在树破 的时候 请求 全体 装入内存，那么是实存段式，否那么为虚存段式。段式跟 页式着两种不延续方法 的区不在于，怎样 分别 次序 的逻辑地点 空间。页式是等长分别，长短 逻辑的，硬性的，牢固 的分别。段式是不等长分别，是逻辑的，依照次序 的语义跟 构造进展的，天然 的分别。分页与分段的区不分页信息的物理单位巨细 一样，由零碎牢固地点 空间是一维的分段信息的逻辑单位巨细 不等，由用户断定地点 空间是二维的2、用户内存不雅、用户内存不雅 念念用户将次序 看作一个

27、带有很多 子例程，过程，函数或模块的主次序，还能够有种种数据构造，表，殊足，栈，变量等。每个模块或数据元素经过名字存取。这些元素中的每个基本上 变长的。各段中的指令或数据，由他们相关于段首的位移断定。段式确实是支撑 这种用户内存不雅 念的一种内存治理 方法。一个逻辑地点 空间是多个段的聚集，每个段有一个名字跟 一个长度，地点 由段名跟 段内位移两部分构成。每个段可有其逻辑意思 及功用，使得便于1便利 编程；2分段共享；3分段爱护；4静态链接；5静态增加；如数据段的增加 3、段式的实现、段式的实现起首，将一个用户次序 分别 为多个段。因而要每个过程 要保护 一个过程 段表，该表中记载段的逻辑段号

28、，段长度，段地点，其余 信息。以段为单位依照可变分区方法 治理。因而与可变分区方法 一样，零碎中要保护 一张内存闲暇块表。P165 图 3.29段式下逻辑地点 由 段号段号 跟段内偏移段内偏移 两部分构成。段的分别 除了思索段长跟 段数要素外，还应思索爱护 请求 与共享请求。平日 段式下一个过程 的地点 空间包含：代码段。数据段。栈段。共享内存段。其余 段。4、段式的内存空间应用率、段式的内存空间应用率跟 可变分区比拟，依然存在外部存储碎片。与页式比，异样是不延续，但不延续水平不 页式高。虚存段式下，不用到的段，不会进入内存，且用完不再用的，能调出内存，从而浪费内存空间段式下也能够 经过代码段

29、共享来浪费内存空间。5、段式存储的爱护、段式存储的爱护、共享、内存扩年夜、共享、内存扩年夜 跟跟 评估评估段式下的爱护 机制除了依照段出息展越界反省之外，还能够 在过程 段表中添加权限位指出每段是只读的，可写的，只履行 的灯，每次经过过程 段表进展地点 映射时，都反省此次内存访咨询 能否契合该段的权限界说。把爱护 请求 差别 的放在差别 段，如此 就充沛实现 了一个次序 中差别 内容的不容爱护 请求。比方把一个只读数据界说 为独自一段。关于殊足如此 需要 越界爱护 的构造也独自一段，天然 实现 了数组越界的爱护。段式的共享段式的共享经过差别 的过程 段表中的某一笔记 载，指向统一 个段地点 来

30、实现。段式的静态扩年夜段式的静态扩年夜因为 在逻辑编址上，采纳了段号跟 段内偏移，二维的编址方法，使得段式能够 实现多处伸缩。每个段的静态伸缩方法 与可变分区相似，手能否有相邻闲暇块的限度。对段式的评估对段式的评估内存应用率比可变分区好，比页式差；爱护 跟 共享比之前所谈到的其余 方法 都好。9段页式存储治理段页式存储治理段页式是段式与页式的联合。应用了二者的长处，互补了二者的缺陷。段页式段页式：将内存分别 为等长的页，将每个用户次序 先分别 为段，再将每段分别 为页面，页内必需延续完好寄存，但页间能够 不延续，也不必定 请求 一切的页都进入内存。段页式的实现段页式的实现每个过程 一张过程 段

31、表，记载过程 中各个段的页表地位。每个段一张该段的页表，寄存该段寄存在内存中的各个页的地位。段页式的评估段页式的评估全然 上联合 了段式跟 页式的长处，克制了二者的缺陷。段页式的内存应用率比段式高，比页式低。段页式消弭了段式中的外部碎片，但跟 页式一样存在外部碎片，其外部碎片比页式多，页式是平均每个次序 有半页的外部碎片，而段页式是平均每段有半页外部碎片。段页式的共享跟 爱护 实现 与段式一样好，比页式好。段页式的静态扩年夜 比段式跟 页式都要好，既不受逻辑编址相邻的限度，也不受物理相邻的限度。段页式的表空间收入 过程 段表，每个段的页表 高，地点 映射时辰 等治理 价值 比段式与页式都高。1

32、0、静态页式治理、静态页式治理 中中的的页面页面置换算法置换算法1进步 先出法FIFO：将最进步 入内存的页换出内存。比方内存块数目 为 3 时，采纳 FIFO 页面置换算法，下面页面走向状况下，缺页次数是几多？缺页次数=15 次(2).最准确 置换法OPT：将今后不再被运用或是最远的今后才被访咨询 的页比方内存块数目 为 3 时，采纳 OPT 页面置换算法，下面页面走向状况下，缺页次数是几多？70120304230321201701772222227000040001133311 缺页次数=9 次(3).近来 起码 运用置换法LRU：将近来 一段时辰 里最久不 运用过的页面换出内存。比方内存

33、块数目 为 3 时，采纳 LRU 页面置换算法，下面页面走向状况下，缺页次数是几多？7012030423032120170177222444011100000033300701203042303212017017722224440007770003332221110011100033322211133222227 缺页次数=12 次(4).近来 未运用置换法NUR：是 LRU 近似办法，比拟轻易 实现，开支也比拟小。实现 办法：在存储分块表的每一表项中添加一个援用位，操纵 零碎活期地将它们置为 0。当某一页被访咨询 时，由硬件将该地位 1。需要 镌汰 一页时，把该位为 0 的页镌汰 出去，因为

34、 近来 一段时辰 里它未被访咨询 过。5.2 例题剖析例题剖析例例 5.2.1什么原因 要引入逻辑地点？解解引入逻辑地点 有如下缘故：(1)物理地点 的次序 只要装入次序 所规则的内存空间上才干准确 履行，假如次序所规则内存空间不闲暇或不存在，次序 都无奈 履行；(2)运用物理地点 编程象征 着由次序 员调配 内存空间，这在多道次序 零碎中，势必形成次序 所占内存空间的互相抵触；(3)在多道次序 零碎中，次序 员门无奈 事前协商每个次序 所应占的内存空间的地位，零碎也无奈 保障 次序 履行 时，它所需的内存空间都闲暇。(4)基于上述缘故，必需引入一个一致的、在编程时运用的地点，它能够 在次序

35、履行 时依照所调配 的内存空间将其转换为对应的物理地点，谁人地点 确实是逻辑地点。(5)逻辑地点 的引入为内存的共享、爱护 跟 扩年夜 供给 便利。例例 5.2.2静态重定位的特色 有哪些？(1)实现 轻易，无需添加硬件地点 变更 机构；(2)普通请求 为每个次序 调配 一个延续的存储区；(3)在重定位过程 中，装入内存的代码发作了改动；(4)在次序 履行 时期不在发作地点 的变更；(5)在次序 履行 时期不克不及 挪动，且难以做到次序 跟 数据的共享，其内存应用率低。例例 5.2.3静态重定位的特色 有哪些？(1)静态重定位的实现 要依托硬件地点 变更 机构，且存储治理 的软件算法比拟庞杂；

36、(2)次序 代码是按原样装入内存的，在重定位的过程 中也不发作变更，重定位发生的物理地点 寄存在内存地点 寄存器中，因而不会改动代码；(3)统一 代码中的统一 逻辑地点，每履行 一次都需要 重位一次；(4)只要 改动基地点，就能够 非常轻易 地实古代码在内存中的挪动；(5)静态重定位能够 将次序 调配 到不延续的存储区中；(6)实现 虚构 存储器需要 静态重定位技巧 的支撑；虽然静态重定位需要 硬件支撑，但他支撑 次序 浮动，便于应用零碎 的内存空间，利于实现 信息共享跟 虚构 存储，因而 古代盘算 机多数 采纳静态重定位。例例 5.2.4 装入时静态链接的长处 有哪些？1便于软件版本的修正跟

37、 更新在采纳装入时静态链接方法 时，要修正或更新各个目标 模块，是件特不 轻易 的事，但关于经静态链接以拆卸在一同的装入模块，假如要修正或更新此中 的某个目标 模块时，那么请求 从新 翻开装入模块，这不仅 是低效的，并且 关于普通用户是不克不及 够的。2便于实现 目标 模块共享假设 采纳装入时静态链接方法，OS 能够 将一个目标 模块链接到几多个运用次序中去。即实现 多个运用次序 对该模块的共享；然而，采纳静态链接方法 时每个运用模块都必需含有该目标 模块的拷贝，那么无奈 实现 共享。例例 5.2.5掩盖技巧 与虚构 存储技巧 有何实质差别？交流技巧 与虚存中运用的调入调出技巧 有何一样跟 差

38、别 之处？解解掩盖技巧 与虚构 存储技巧 的实质差别 是：(1)虚构 存储器关于次序 员时通明的，不需要 次序 员理解次序 构造、掩盖的地区、机遇，不需要 经心 的计划 次序 及其数据构造，一切的操纵 由操纵 零碎主动 实现。(2)掩盖的次序 段的最年夜 长度要遭到物理内存容量的限度，而虚构 存储器的最年夜 长度不受物理内存容量的限度，只受盘算 机地点 构造的限度。交流技巧 与虚存中运用的调入调出技巧 一样跟 差别 之处：(1)要紧一样点是都要在内存与外存之间交流信息；(2)要紧区不在于交流技巧 换出换进普通是全部 过程(proc 构造跟 共享注释段除外)，因而一个过程 的巨细 受物理存储器的

39、限度；而虚存中运用的调入调出技巧 在内存与外存之间往返 通报 的是存储页或存储段，而不是全部 过程，从而使得过程 映射存在了更年夜 的灵敏性，且同意 过程 的巨细 比可用的物理存储空间年夜 的多。例例 5.2.7有一盘算 机零碎，内存容量为 512K，辅存容量为 2G，逻辑地点 方法 如下：段号段边疆址2920 190求其虚构 存储器的实践容量？解解 虚构 内存的实践巨细 由零碎的逻辑地点 构造、主存辅存容量独特 决议。虚构 内存容量的实际值是 210*220=1G；最年夜 段边疆址为 220=1M，弘远 于内存容量，其段长超越 512K 的内存容量，故最年夜 实践段长为 512k 而不是 1

40、M。因而 可盘算 虚构 存储容量为 210*512K=210*0.5M=0.5G。0.5G2G，因而虚构 存储器的实践容量是 0.5G。例例 5.2.8 段页式存储零碎中，为了取得一条指令或数据，需几多次访咨询 内存？解解 在段页式零碎中，为了取得一条指令或数据，需三次访咨询 内存。第一次访咨询，是访咨询 内存中的段表，从中取得页表始址；第二次访咨询，是访咨询 内存中的页表，从中掏出 逻辑页面临 应的内存物理块号，并将该块号与页边疆址一同构成指令或数据的物理地点；第三次访咨询，才是真正从第二次访咨询 所得的地点 中，掏出 指令或数据。例例 5.2.9在实存治理 上，治理 办法要紧分红哪两品种型

41、？解解 实存治理 的办法要紧分红：(1)用户次序 需要 占用延续的内存空间，如分区存储治理；(2)用户次序 不需要 占用延续的内存空间，如分页、分段、段页等治理，一个用户次序 在内存能够是不延续的，假如它有不仅 一页或一段的话。例例 5.2.10说明 静态链接、装入时静态链接跟 履行 时静态链接的差别。解解“链接link，本应是编译零碎的义务，然而，跟着 次序 履行 方法 的改良，当呈现了“静态链接之后，“次序 链接就不仅 仅是编译零碎的状况，它还需要 OS 的支撑。次序 的静态链接，指的是在次序 装入内存之前，由链接次序 将已编译好的多个目标模块.obj 文件 链成一个一致的可履行 文件。其

42、特色 是：链接好的可履行 文件能够 反复运用跟 履行；被链接的模块普通不克不及 够再拆开，因而便利 修正跟 更新；便利 于多个次序 共享某些模块，需运用统一 模块的多个次序 需分不将该模块链入本人的次序 空间。装入时静态链接，指的是在次序 加载入内存 预备 履行 时，由 OS 中的装入次序如exec()将寄存在盘上的诸多目标 模块边装入边在内存链接成一个一致的可履行 次序。其特色 是：链接好的可履行 次序 只存在于内存，因而每次履行 都要从新 链接；被链接的诸目标 模块在盘上是各自独破 寄存的，因而便于修正；便于共享，当多个次序 需运用统一 模块时，该模块在内存只要 一个正本。履行 时静态链接

43、，是把次序 的链接推延到次序 履行 时依照履行 的需要 静态地装入跟 链接。它除了有与“装入时静态链接一样的特色 外，另有 一个分明的特色，是不会将本次履行 中不需要 的模块如过错 处置模块装入内存，从而增加时空开支。所以，它也添加了链接的庞杂 性，且需要 必定 的硬件支撑。静态链接需要 OS 的支撑 跟 效劳。例例 5.2.11 阐明静态重定位跟 静态重定位的区不。解解“重定位，在实践上指的是如此 互相联络的两件状况：一是断定 一个待履行 次序 在内存中的地位；二是将次序 中的逻辑地点 转换成物理地点。说它们是互相联络的，是因为 后一件状况是由前一件状况决议的。静态重定位，指的是在次序 装入

44、时实现 的重定位。详细的讲，确实是将次序 装入内存后，破 刻依照其装入地位将次序 中需重定位的逻辑地点 转换成物理地点，包含 指令地点、数据地点、子次序 进口 地点 等。这种“定位的特色 是“定位之后，内存中的代码发作了变更，次序 不克不及 在内存挪动，CPU 按物理地点 运转次序。静态重定位，是在次序 履行 的过程 中，依照履行 的需要 静态地装入、链接跟 定位。它不是依照次序 在内存的地位破 马上指令跟 数据的逻辑地点 转换成物理地点，而是把这种位相信息送入一个称之为“地点 映射机构的硬件中，而后，CPU 按逻辑地点 履行次序。在履行 中，由“映射机构将逻辑地点 实时 地转换成准确 的访存

45、物理地点。这种定位办法的要紧特色 是重定位后，内存中的代码不 发作了变更，同意 次序 在履行 的过程 中在内存挪动地位，这只要 改换“映射机构中的启址信息就可将统一 次序 映射到内存差别 的地点。这种地位挪动对进步内存空间的应用率是有益处的。例例 5.2.12 存储空间调配 的“界限 请求 是什么意思？什么原因 有的零碎有这种请求？解解 空间调配 的“界限 请求，指的是请求 所分得的空间的肇端 地点 落在所分无暇间的巨细 的整数倍上。比方，假设 请求 分一个 4K 年夜 的空间，那么实践分得的空间的肇端 地点 应是 0，4K，8K，12K，；有的零碎之因而 有这种请求，要紧是为了便于呆板 的推

46、断 跟 治理。比方，在分页存储治理 零碎内，每一个页面在内存的肇端 地点 都应是页面巨细 的整数倍，如此 才干准确 地将一个地点 分别 红页号跟 页内位移量两部分，并准确 地实现 分页治理 下的地点 映射；又如，假设 为一个数组调配 空间，那么所分空间的肇端 地点 也应落在数组元素个数 假设 一个元素需要 偶数个字节 的整数倍上，如此 就能够 依照以后地点 算出以后处置的是第几多个元素，同时，当数组中的一切元素都处置一遍后，如今地点 的低部分会与数组肇端 地点 的低部分一样，如此，呆板 就非常轻易 推断 该数组已处置完一遍。例例 5.2.13什么原因 在分页跟 分段治理 下取一条指令或一个操纵

47、 数平日 需两次访存？如那边 置这一咨询 题？解解 这是因为 用于地点 变更 的页表或段表也是寄存在内存的，为了将 CPU 给出的逻辑地点 酿成 物理地点，起首 就要访咨询 内存的页表跟 段表，而后，依照构成的物理地点 再取指令或数据，这就要两次访存。处置这一咨询 题的办法是供给 一个称之为“快表的硬件，用以寄存以后运转过程 的页表或段表的部分外容，“快表的访咨询 时辰 非常快，因而能够 浪费访咨询 页表跟 段表的时辰。存储器访咨询 存在 时辰 跟 空间的“部分性，因而快表的掷中 率普通可达70%到90%；页表跟 段表是在零碎履行 过程 中，时时刻刻 都需要 访咨询 的，因而，访咨询 时辰 的

48、巨年夜 延长，其累计浪费的时辰 却能够 到达非常年夜。例例 5.2.14在分页存储治理 零碎中，存取一次内存的时辰 是 8us，查问 一次快表的时辰 是1us，缺页中缀的时辰 是 20us，假设 页表的查问 与快表的查问 同时进展。当查问 页表时，假如该页在内存但快表中不 页表项，零碎将主动 把该页页表项送入快表。(1)求对某一数据进展一次次存取能够需要 的时辰？(2)现延续对统一 页面上的数据进展 4 次延续读取，求每次读取数据能够需要 的时辰?解解(1)当零碎对数据进展存取时，有 3 种能够性。1所存取的数据的页面在内存，其页表项曾经存储到快表，如今存取数据的时辰是：查问 快表的时辰+存取

49、内存数据的时辰=1us+8us=9us2所存取的数据的页面在内存，然而 其页表项不 存储到快表，不 掷中 快表，如今存取数据的时辰 是：查问 页表的时辰+存取内存数据的时辰=8us+8us=16us3所存取的数据的页面不在内存，发作缺页中缀，如今存取数据的时辰 是：查问 页表的时辰+缺页中缀的时辰+查问 页表的时辰+存取内存数据的时辰=8us+20us+8us+8us=44us(2)当对某一数据进展 4 次延续读取时：1第 1 次能够的时辰 为：1us+8us=9us；8us+8us=16us；8us+20us+8us+8us。第 2 次时，对应页面的页表项曾经交流到快表中。因为 存取是延续的

50、，不存在页面被镌汰 的能够性，因而 第 2 次、第 3 次、第 4 次的存取时辰 是一样的，耗费的时辰 为1us+8us=9us。例例 5.2.15什么原因 说分段零碎较之分页零碎更易于实现 信息共享跟 爱护？怎样实现。解解(1)在分页跟 分段存储治理 零碎中，多个过程 并发运转，共享统一 内存块里的次序或数据是可行的。为了实现 共享，必需在各共享者的段表或页表平分 不有指向共享内存块的表目。(2)对分段式零碎，被共享的次序 或数据可作为独自的一段。在物理上它是一段，在差别 的过程 中，能够 对应差别 的逻辑段，相对来说比拟易于实现。(3)对分页治理，那么要艰苦 的多。起首，必需保障 被共享的