新第18讲存储器管理之请求分段存储管理方式.doc

第十八讲 存储器管理之请求分段存储管理方式1 引言概述：请求分段存储管理系统也与请求分页存储管理系统一样，为用户提供了一个比内存空间大得多的虚拟存储器。虚拟存储器的实际容量由计算机的地址结构确定。思想：在请求分段存储管理系统中，作业运行之前，只要求将当前需要的若干个分段装入内存，便可启动作业运行。在作业运行过程中，如果要访问的分段不在内存中，则通过调段功能将其调入，同时还可以通过置换功能将暂时不用的分段换出到外存，以便腾出内存空间。2 请求分段中的硬件支持请求分段需要的硬件支持有：段表机制、缺页中断机构、地址变换机构。2.1 段表机制段名 段长 段的基址 存取方式 访问字段A 修改位M 存在位P 增补位 外存始址 说明：存取方式：存取属性（执行、只读、允许读/写）访问字段A：记录该段被访问的频繁程度修改位M：表示该段在进入内存后，是否被修改过。存在位P：表示该段是否在内存中。增补位：表示在运行过程中，该段是否做过动态增长。外存地址：表示该段在外存中的起始地址。2.2 缺段中断机构当被访问的段不在内存中时，将产生一缺段中断信号。其缺段中断的处理过程如图：2.3 地址变换机构3 分段的共享和保护为了实现分段共享，设置一个数据结构共享段表，以及对共享段进行操作的过程。3.1 共享段表说明:所有的共享段都在共享段表中对应一个表项。其中：共享进程计数器count：记录有多少个进程需要共享该分段，设置一个整型变量count。存取控制字段：设定存取权限。段号：对于一个共享段，不同的进程可以各用不同的段号去共享该段。3.2 共享段的分配和回收3.2.1 共享段的分配基本过程：在为共享段分配内存时，对第一个请求使用该共享段的进程，由系统为该共享段分配一物理区，再把共享段调入该区，同时将该区的始址填入请求进程的段表的相应项中，还须在共享段表中增加一表项，填写有关数据，把count置为1；之后，当又有其它进程需要调用该共享段时，由于该共享段已被调入内存，故此时无须再为该段分配内存，而只需在调用进程的段表中，增加一表项，填写该共享段的物理地址；在共享段的段表中，填上调用进程的进程名、存取控制等，再执行count=count+1操作，以表明有两个进程共享该段。 就是： 第一次访问：分配内存（1）增加共享段表；（2）修改进程段表。 第二次访问：不用在分配内存了，因为已经把共享段调入内存（1）修改共享段表；（2）修改进程段表。3.2.2 回收基本过程：当共享此段的某进程不再需要该段时，应将该段释放，包括撤消该进程段表中共享段所对应的表项，以及执行count=count1操作。若结果为0，则须由系统回收该共享段的物理内存，以及取消在共享段表中该段所对应的表项， 表明此时已没有进程使用该段；否则(减1结果不为0)， 则只是取消调用者进程在共享段表中的有关记录回收： count=count1（1）count=0 系统回收该共享段的物理内存，以及取消在共享段表中该段所对应的表项， 表明此时已没有进程使用该段（2）count0 取消调用者进程在共享段表中的有关记录，还有进程在使用该共享段。4 分段保护在分段系统中，由于每个段在逻辑上是独立，因而比较容易实现信息保护。目前分段管理的保护主要有三种：v 地址越界保护 先利用段表寄存器中的段表长度与逻辑地址中的段号比较，若段号超界则产生越界中断；再利用段表项中的段长与逻辑地址中的段内位移进行比较，若段内位移大于段长，也会产生越界中断。注：在允许段动态增长的系统中，允许段内位移大于段长。v 访问控制保护（存取控制保护） 在段表中设置了一个存取控制字段，用于规定对该段的访问方式。v 环保护机构 环的构成：OS核心在内环；重要的实用程序和操作系统服务在中间环；一般应用程序在外环。在环系统中，程序的访问和调用应遵循一定的规则： （1）一个程序可以访问同环或较低特权环中的数据； （2）一个程序可以调用同环或较高特权环中的服务；练习：1重定位是指 ；重定位的方式有两种：从作业的逻辑地址到物理地址的转换过程。静态重定位和动态重定位。2 如果一个程序为多个进程所共享，那么该程序的代码在执行的过程中不能被修改即程序应该是：可重入码3 若计算机CPU给出的有效地址长度为32位,内存为32M，则该机的存储空间为 M，作业的地址空间为 ：32M，232B。4 把作业装入内存时随即进行地址变换的方式称为 ；而在作业执行期间，当访问到指令或数据时才进行地址变换的方式称为 。静态重定位；动态重定位。5动态重定位的特点是：由硬件实现，在运行过程中进行地址变换。6 用户程序中的地址称为逻辑地址，逻辑地址的集合称为 ；内存中的地址称为物理地址，物理地址的集合称为 。地址空间；存储（物理）空间。7 在动态分区分配算法中，首次适应算法倾向于优先利用内存中的 地址部分的空闲分区，从而保留了 地址部分的大空闲区。 低；高。8 在分区管理中的移动（紧缩）技术可以集中 ，消除 。空闲分区，外碎片。9 最佳适应算法是将作业放置到： 能满足要求的最小空闲。10 最佳适应算法的空闲区是按 顺序排列的。首次适应算法的空闲区是按 顺序排列的。大小递增。 地址递增。11 采用交换技术获得的好处是以牺牲 为代价的。 CPU时间。12 设有8页的逻辑空间，每页有1024B，它们被影射到32块的物理内存中，那么逻辑地址的有效位是 ；物理地址至少 。13；15。13 在分页存储管理系统中，程序员编制的程序，其地址空间是连续的，分页是由 完成的。系统。14 采用段式存储管理的系统中，若地址用24位表示，其中8位表示段号，则允许每段的最大长度是：216B。15 在段页式存储管理中，是将作业分段，段内分页。分配以页为单位，在不考虑使用联想寄存器的情况下，每条访问内存的指令需要 次访问内存？其中第 次是查作业的页表。 3；2。16 在某个采用页式存储管理的系统中，现有J1，J2，J3共三个作业同驻内存。其中J2有四个页面，被分别装入到主存的第3，4，6，8号块中。假定页面和存储块的大小均为1024字节，主存容量为10k字节。（1）写出J2的页表；（2）当J2在CPU上运行时，执行到其地址空间第500号处遇到一条指令：MOV 2100，3100 （地址2100及3100均为10进制表示）请计算出MOV 指令中的两个操作数的物理地址。17 已知主存有256KB容量，其中操作系统占用低地址端的20KB。有下述作业序列：作业1 要求 80KB作业2 要求 16KB作业3 要求 140KB作业1 完成作业3 完成作业4 要求 80KB作业5 要求 120KB 试用最佳适应算法来处理上述作业序列（在存储分配时，将空白区高端分给作业），并回答下列问题：1) 画出作业1、2、3进入主存后，主存的分配情况；2) 画出作业1、3完成后，主存的分配情况；3) 画出作业4、5进入主存后，主存的分配情况；18 实现虚拟存储器的目的是：从逻辑上扩充主存容量。19 虚拟的基础是局部性原理，其基本含义是指令的局部性（时间局部性与空间局部性）。20 在虚存管理中，虚拟地址空间是指逻辑地址空间，实地址空间是指物理地址空间；前者的大小受 的限制，而后者的大小受 的限制。机器的地址长度；物理内存大小。21 在请求页式系统中，OPT是 ；LRU是 ；NRU是 ；LFU是 。最佳置换算法；最近最久未使用置换算法；最近未使用置换算法；最不经常使用置换算法。22 页式虚拟存储管理的主要特点是：不要求将作业同时全部装入到主存的连续区域。23 在请求分页存储管理中，若采用FIFO页面淘汰算法，则当分配的页面数增加时，缺页中断的次数 ：可能增加也可能减少。24 在请求分页系统中，地址变换过程可能会因为 、 、 错误等原因而产生中断。 缺页、地址越界、访问权限错误。25 若页面置换算法选择不当，可能会引起系统抖动。26 在请求分段存储管理中，系统必须至少具有三种支持机构，分别为 ：段表、缺段中断机构、地址变换机构。27 有一个矩阵为100行200列，即：a100200 在一个虚存系统中，采用LRU算法，系统分给该进程5个页面来存储数据（不包含程序），设每页可存放200个整数，该程序要对整个数组初始化，数组存放时是按行存放的。试计算下列两个程序各自的缺页次数（假定所有页都是以请求方式调入）：程序一： for (i=0;i=99;i+) for (j=0;j=199;j+) aij=i*j;程序二： for (j=0;j=199;j+) for (i=0;i=99;i+) aij=i*j;试计算两段程序的缺页次数分别是多少？对于程序以,外层是改变行,内层是改变列,这样,对于在外层循环一次后,内层循环都是在一行内运转的,也就是一页内运转的. 接下来我们就可以判断,程序一一共需要95次缺页中断. 程序二: for(j=0;j =199;j+) for(i=0;i =99;i+) 同程序一,程序二的内层循环是在行之间运行的,即内层循环一次,程序的运行页面需要换一个.由于初始话的时候程序数组的头5行是能放在5个页面内,因此,j=0,i=0-4之间运行的这5次,是不会产生缺页中断的.因此程序二产生的缺页 中断次数为:100*200-5=19995次28假定某页式管理系统,主存为64KB,分成16块,块号为时0,1,2,3,4,15。设某作业有4页，其页号为0,1,2,3,被分别装入主存的2,4,1,6块。1) 该作业的总长度是多少？（按十进制）2) 写出该作业每一页在主存中的起始地址。3) 若给出逻辑地址0，100、1，50、2，0、3、60，计算出相应的内存地址。（方括号内第一个元素为页号，第二个元素为页内位移）（1）每块的大小为64KB/16=4KB因为块的大小与页的大小相等，所以每页为4KB，因此作业的总长度4KB4=16KB。（2）页表为： 页 号 块 号 0 2 1 4 2 1 3 6所以，该作业各页在内存的起始地址为：第0页起始地址为：4K2=8K第1页起始地址为：4K4=16K第2页起始地址为：4K1=4K第3页起始地址为：4K6=24K（3） 逻辑地址0，100的内存地址为 4K2+100=8192+100=8292 逻辑地址1，50的内存地址为 4K4+50=16384+50=16434 逻辑地址2，0的内存地址为 4K1+0=4096 逻辑地址3，60的内存地址为 4K6+60=24K+60=2463629 某段式存储管理系统中，有一作业的段表如下：求逻辑地址0，65，1，55，2，90，3，20对应的主存地址（按十进制）（方括号的第一个元素为段号，第二个元素为段内地址） 段 号 段 长主存起始地址状态（0在主存，1在外存） 0 1 2 3 200 50 100 150 600 850 1000 0 0 0 1逻辑地址0，65：对应的主存地址为600+65=665。逻辑地址1，55：因段内地址超过段长，所以产生段地址越界中断。逻辑地址2，90：对应的主存地址为1000+90=1090。逻辑地址3，20：因为状态位为1，即该段在外存中，所以产生缺页中断。30在某请求分页管理系统中，一个作业共5页，作业执行时依次访问如下页面：1，4，3，1，2，5，1，4，2，1，4，5，若分给该作业的主存块数为3，分别采用FIFO，LRU页面置换算法，求缺页次数和缺页率FIFO算法，缺页次数=9，缺页率9/12=75%LRU算法，缺页次数=8，缺页率8/12=67%32 假定某页式管理系统，主存为128KB，分成32块，块号为0，1，2，31；某作业有5块，其页号为0，1，2，3，4，被分别装入主存的3、8、4、6、9块中，有一逻辑地址为3，70，求出相应的物理地址，并画图说明地址变换过程。 每页大小=每块大小=128KB/32=4KB 逻辑地址3，70对应的物理地址