27五月2023

第4章存儲器管理

4.1存儲器的層次結構4.2程序的裝入和鏈接4.3連續分配方式4.4基本分頁存儲管理方式4.5基本分段存儲管理方式4.6虛擬存儲器的基本概念4.7請求分頁存儲管理方式4.8頁面置換算法4.9請求分段存儲管理方式

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4.1存儲器的層次結構

寄存器高速緩存主存磁盤緩存磁盤可移動存儲介質CPU寄存器主存輔存

圖4-1

計算機系統存儲層次示意4.1.1多級存儲器結構第4章存儲器管理

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4.1.2主存儲器與寄存器4.1.3高速緩存和磁盤緩存

主存儲器（簡稱內存或主存），用于保存進程運行時的程序和數據。CPU與外圍設備交換的信息一般也依托于主存儲器地址空間。由于主存儲器的訪問速度遠低于CPU執行指令的速度，為緩和這一矛盾，引入了寄存器和高速緩存。1.高速緩存2.磁盤緩存

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4.2程序的裝入和鏈接圖4-2對用戶程序的處理步驟

第4章存儲器管理

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4.2.1程序的裝入1.絕對裝入方式(AbsoluteLoadingMode)

絕對裝入程序按照裝入模塊中的地址，將程序和數據裝入內存。裝入模塊被裝入內存后，由于程序中的邏輯地址和實際內存地址完全相同，故不需要對程序和數據的地址進行修改。

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2.可重定位裝入方式(RelocationLoadingMode)圖4-3作業裝入內存時的情況

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地址映射LoadA2003456

。。1200物理地址空間LoadAdata1data13456源程序LoadA20034560100200編譯連接邏輯地址空間BA=1000

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地址重定位（地址映射）

重定位是指在裝入時對目標程序中指令和數據的修改過程。這一過程通常是在裝入時一次完成的，故稱為靜態重定位。

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3.動態運行時裝入方式(DenamleRun-timeLoading)

動態運行時的裝入程序，在把裝入模塊裝入內存后，并不立即把裝入模塊中的相對地址轉換為絕對地址，而是把這種地址轉換推遲到程序真正要執行時才進行。因此，裝入內存后的所有地址都仍是相對地址。

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4.2.2程序的鏈接1.靜態鏈接方式(StaticLinking)圖4-4程序鏈接示意圖

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在將這幾個目標模塊裝配成一個裝入模塊時，須解決以下兩個問題：

(1)對相對地址進行修改。

(2)變換外部調用符號。

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2.裝入時動態鏈接(LoadtimeDynamicLinking)裝入時動態鏈接方式有以下優點：便于修改和更新。(2)便于實現對目標模塊的共享。

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3.運行時動態鏈接(Run-timeDynamicLinking)

近幾年流行起來的運行時動態鏈接方式，是對上述在裝入時鏈接方式的一種改進。這種鏈接方式是將對某些模塊的鏈接推遲到執行時才鏈接，亦即，在執行過程中，當發現一個被調用模塊尚未裝入內存時，立即由OS去找到該模塊并將之裝入內存，把它鏈接到調用者模塊上。凡在執行過程中未被用到的目標模塊，都不會被調入內存和被鏈接到裝入模塊上，這樣不僅可加快程序的裝入過程，而且可節省大量的內存空間。

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4.3連續分配方式4.3.1單一連續分配

這是最簡單的一種存儲管理方式，但只能用于單用戶、單任務的操作系統中。采用這種存儲管理方式時，可把內存分為系統區和用戶區兩部分，系統區僅提供給OS使用，通常是放在內存的低址部分；用戶區是指除系統區以外的全部內存空間，提供給用戶使用。第4章存儲器管理

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4.3.2固定分區分配

固定分區式分配是將內存用戶空間劃分為若干個固定大小的區域，在每個分區中只裝入一道作業。它是一種最簡單的可運行多道程序的存儲管理方式。

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1.劃分分區的方法分區大小相等，即使所有的內存分區大小相等。缺點：缺乏靈活性，即當程序太小時，會造成內存空間的浪費。程序太大時，可能無法執行。(2)分區大小不等。含多個較小的分區、適量的中等分區及少量的大分區。

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2.內存分配圖4-5固定分區使用表

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優點：易于實現，開銷小。缺點：內碎片造成浪費；分區總數固定，限制了并發執行的程序數目。

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4.3.3動態分區分配

動態分區分配是根據進程的實際需要，動態為之分配內存空間。分區分配中的數據結構為實現動態分區分配，系統中必須配置相應的數據結構，用來描述空閑分區和已分配分區的情況。通常采用以下兩種形式：

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空閑分區表。

(2)空閑分區鏈。圖4-6空閑鏈結構

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進程A（8K）進程D（124K）進程B（16K）進程C（64K）…OS進程A進程B進程C進程DOS進程A進程B進程COS進程A進程BOS進程A

因為固定分區主存利用率不高，使用起來不靈活，所以出現了可變分區的管理技術。動態分區原則：存儲空間的劃分是在裝作業時進行的。從可用的自由存儲空間內，劃出一個大小正好等于作業大小的存儲區，并分配給這一作業。

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OSA（8K）24K空閑區B（16K）C完成64K空閑區D（124K）OSA（8K）8K空閑區B（16K）E（50K）D（124K）14K空閑區F（16K）OSA（8K）8K空閑區空閑區16KE（50K）D（124K）空閑合并124+14=138進程E（50K）進程F（16K）進入內存進程B（16K）進程D（124K）完成內存分配變化過程

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2.分區分配算法(1)首次適應算法FF空閑區鏈：首址遞增排列；申請：按分區的先后次序，從頭查找，找到符合要求的第一個分區；優點：盡量使用低地址空間，高地址空間保持大的空閑區域。缺點：隨著低地址分區不斷劃分而產生較多小分區（內存碎片），每次分配時查找時間開銷會增大。

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(2)循環首次適應算法空閑區鏈：首址遞增排列；申請：從上次分配的分區起查找（到最后分區時再回到開頭），找到符合要求的第一個分區，應設置一個查詢指針。特點：空閑分區分布均勻；大的空閑分區不易保留；查找時間開銷會減小。

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(3)最佳適應算法空閑區鏈：分區容量遞增排列；申請：找到符合要求的第一個分區。特點：碎片較小，但從整體來看，會形成較多的碎片。(4)最壞適應算法空閑區鏈：分區容量遞減排列；申請：找到符合要求的第一個分區。特點：大的空閑分區不易保留。

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(5)

快速適應算法該算法又稱為分類搜索法，是將空閑分區根據其容量大小進行分類，對于每一類具有相同容量的所有空閑分區，單獨設立一個空閑分區鏈表，多個空閑分區鏈表對應一張管理索引表。空閑分區的分類根據進程常用的空間大小進行劃分，如2KB、4KB、8KB等。優點：查找效率高，不會對任何分區進行分割。缺點：分區歸還主存時算法復雜，系統開銷較大。存在空間浪費。

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動態分區分配算法演示

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3.分區分配操作1)分配內存圖4-7內存分配流程

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2)回收內存圖4-8內存回收情況

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作業：某系統采用動態分區分配方式管理內存，內存空間為640K，高端40K用來存放操作系統。在內存分配時，系統優先使用空閑區低端的空間。對下列請求序列：作業1申請130K、作業2申請60K、 作業3申請100K、 作業2釋放60K、作業4申請200K、作業3釋放100K、作業1釋放130K、作業5申請140K、作業6申請60K、作業7申請50K、作業6釋放60K，請分別畫圖表示出使用首次適應算法和最佳適應算法進行內存分配和回收后內存的實際使用情況。

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4.3.4可重定位分區分配1.動態重定位的引入圖4-9緊湊的示意

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2.動態重定位的實現圖4-10動態重定位示意圖

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3.動態重定位分區分配算法圖4-11動態分區分配算法流程圖

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4.3.5對換(Swapping)1.對換的引入

在多道程序環境下，可以將暫時不能執行的程序送到外存中，從而獲得空閑內存空間來裝入新程序。所謂“對換”，是指把內存中暫時不能運行的進程或者暫時不用的程序和數據，調出到外存上，以便騰出足夠的內存空間，再把已具備運行條件的進程或進程所需要的程序和數據，調入內存。對換是提高內存利用率的有效措施。

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如果對換以整個進程為單位的，稱之為“整體對換”或“進程對換”。而如果對換是以“頁”或“段”為單位進行的，則分別稱之為“頁面對換”或“分段對換”。

優點：增加并發運行的程序數目，并且給用戶提供適當的響應時間；編寫程序時不影響程序結構。缺點：對換入和換出的控制增加處理機開銷；

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2.對換空間的管理

把外存分為文件區和對換區。對換區用來存放從內存換出的進程。主要目標是提高進程換入和換出的速度。為了能對對換區中的空閑盤塊進行管理，在系統中應配置相應的數據結構，以記錄外存的使用情況。其形式與內存在動態分區分配方式中所用數據結構相似，即同樣可以用空閑分區表或空閑分區鏈。在空閑分區表中的每個表目中應包含兩項，即對換區的首址及其大小，它們的單位是盤塊號和盤塊數。

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3.進程的換出與換入(1)進程的換出。每當一進程由于創建子進程而需要更多的內存空間，但又無足夠的內存空間等情況發生時，系統應將某進程換出。其過程是：系統首先選擇處于阻塞狀態且優先級最低的進程作為換出進程，然后啟動盤塊，將該進程的程序和數據傳送到磁盤的對換區上。若傳送過程未出現錯誤，便可回收該進程所占用的內存空間，并對該進程的進程控制塊做相應的修改。

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(2)進程的換入。系統應定時地查看所有進程的狀態，從中找出“就緒”狀態但已換出的進程，將其中換出時間(換出到磁盤上)最久的進程作為換入進程，將之換入，直至已無可換入的進程或無可換出的進程為止。

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溫故而知新第4章存儲器管理4.1存儲器的層次結構4.2程序的裝入和鏈接

4.3連續分配方式

4.4基本分頁存儲管理方式4.5基本分段存儲管理方式4.6虛擬存儲器的基本概念4.7請求分頁存儲管理方式4.8頁面置換算法4.9請求分段存儲管理方式單一連續分配固定分區分配動態分區分配

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溫故而知新第4章存儲器管理4.1存儲器的層次結構4.2程序的裝入和鏈接

4.3連續分配方式

4.4基本分頁存儲管理方式（重點）4.5基本分段存儲管理方式4.6虛擬存儲器的基本概念（難點）4.7請求分頁存儲管理方式

（重點）4.8頁面置換算法4.9請求分段存儲管理方式

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連續分配方式會形成許多碎片，雖然通過“緊湊”可以拼接，但是必須付出很多開銷。因此產生了離散分配方式，如果離散分配基本單位是頁，則稱為分頁存儲管理方式；如果離散分配基本單位是段，則稱為分段存儲管理方式。4.4基本分頁存儲管理方式

第4章存儲器管理

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4.4.1頁面與頁表

1.頁面

1)頁面和物理塊0頁1頁2頁n頁…用戶作業邏輯地址012n…345內存物理地址頁內碎片頁或頁面物理塊

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2)頁面大小因此，頁面的大小應選擇得適中，且頁面大小應是2的冪，通常為512B-8KB。頁面太小優點：可使內存碎片減小，有利于提高內存利用率。缺點：會使每個進程占用較多的頁面，從而導致進程的頁表過長，占用大量內存。頁面太大優點：可減少頁表長度。缺點：頁內碎片增大。

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2.地址結構

分頁地址中的地址結構如下：

頁號P位移量W311090

對某特定機器，其地址結構是一定的。若給定一個邏輯地址空間中的地址為A，頁面的大小為L，則頁號P和頁內地址d可按下式求得：

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2.地址結構

0頁1頁2頁n頁…用戶作業邏輯地址假設一邏輯地址空間，頁面大小為1K，則邏輯地址1000,2500分別在幾號頁？頁內地址是多少？0102420483072…1000/1024=0……10002500/1024=2……452

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3.頁表

圖4-12頁表的作用

15

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頁表（邏輯地址與物理地址的對應）

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4.4.2地址變換機構

1.基本的地址變換機構

圖4-13分頁系統的地址變換機構

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地址變換過程演示

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由于頁表存儲在內存中，CPU每存取一個數據，都要兩次訪問內存。第一次是訪問內存中的頁表，從中找到指定的物理塊號；第二次訪問內存才是從具體的物理地址獲得所需數據。地址變換效率分析解決方案增設快表

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2.具有快表的地址變換機構圖4-14具有快表的地址變換機構

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命中率：是指頁號在快表中被查找到的百分比，記為p。則有效訪問時間：

在快表的訪問時間×p＋不在快表訪問時間×（1-p）快表的意義：提高地址變換速度快表的位置：高速緩沖寄存器（聯想寄存器）說明：由于成本關系，快表不可能做得很大，通常只存放16~512個頁表項，這對于中、小型作業來說，已有可能把全部頁表項放在快表中，從快表中能找到所需頁表項的機率可達90%以上。

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4.4.3兩級和多級頁表

現代的大多數計算機系統，都支持非常大的邏輯地址空間(232-264)。在這樣的環境下，頁表就變得非常大，要占用相當大的內存空間。例如：又因為每個頁表項占用一個字節，故每個進程僅僅其頁表就要占用1MB的內存空間，而且還要求是連續的。頁號P位移量W3112110

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1.兩級頁表(Two-LevelPageTable)

邏輯地址結構可描述如下：

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圖4-15兩級頁表結構

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圖4-16具有兩級頁表的地址變換機構

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2.多級頁表

對于32位的機器，采用兩級頁表結構是合適的；但對于64位的機器，如果頁面大小仍采用4KB即212B，那么還剩下52位，假定仍按物理塊的大小(212位)來劃分頁表，則將余下的42位用于外層頁號。此時在外層頁表中可能有4096G個頁表項，要占用16384GB的連續內存空間。必須采用多級頁表，將外層頁表再進行分頁，也是將各分頁離散地裝入到不相鄰接的物理塊中，再利用第2級的外層頁表來映射它們之間的關系。

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4.5基本分段存儲管理方式

引入分頁存儲管理方式，主要是為了提高內存的利用率。而引入分段存儲管理方式，主要是為了滿足用戶在編程和使用上的多方面的要求。第4章存儲器管理

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4.5.1分段存儲管理方式的引入

引入分段存儲管理方式，主要是為了滿足用戶和程序員的下述一系列需要：

1)方便編程

2)信息共享

3)信息保護

4)動態增長

5)動態鏈接

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4.5.2分段系統的基本原理

1.分段

按程序自身的邏輯關系把作業的地址空間劃分為若干個程序段，每個程序段都有一個段名，且有一個段號。段號從0開始，每一段也從0開始編址，段內地址是連續的。

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分段地址中的地址具有如下結構（二維的）：

段號段內地址3116150

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2.段表

進程中每個分段分配一個連續的內存空間（分區），各個段可以離散地存放在內存中不同的分區。因此系統給每個進程建立一張映射表，簡稱“段表”。段表是用于實現從邏輯段到物理內存分區的映射。

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圖4-17利用段表實現地址映射

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圖4-18分段系統的地址變換過程

3.地址變換機構

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要訪問一個數據，需兩次訪問內存。同樣也可以增設一個聯想存儲器（快表）。一般情況下段比頁大，因而段表項的數目比頁表項的數目少，其所需的聯想存儲器也比較小。地址變換效率分析

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4.分頁和分段的主要區別

(1)頁是信息的物理單位，分頁是為實現離散分配方式，以消減內存的外零頭，提高內存的利用率。或者說，分頁僅僅是由于系統管理的需要而不是用戶的需要。段則是信息的邏輯單位，它含有一組其意義相對完整的信息。分段的目的是為了能更好地滿足用戶的需要。

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(2)頁的大小固定且由系統決定，由系統把邏輯地址劃分為頁號和頁內地址兩部分，是由機器硬件實現的，因而在系統中只能有一種大小的頁面；而段的長度卻不固定，決定于用戶所編寫的程序，通常由編譯程序在對源程序進行編譯時，根據信息的性質來劃分。

(3)分頁的作業地址空間是一維的，即單一的線性地址空間，程序員只需利用一個記憶符，即可表示一個地址；而分段的作業地址空間則是二維的，程序員在標識一個地址時，既需給出段名，又需給出段內地址。

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4.5.3信息共享

圖4-19分頁系統中共享editor的示意圖

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圖4-20分段系統中共享editor的示意圖

可重入代碼又稱為“純代碼”，是一種允許被多個進程同時訪問的代碼，進程必須配局部數據區。

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4.5.4段頁式存儲管理方式

1.基本原理

將用戶程序劃分若干個段，然后再把每個段分成若干頁，并為每一段賦一個段名。

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圖4-21作業地址空間和地址結構

頁

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圖4-22利用段表和頁表實現地址映射

段號（S）段內頁號（P）頁內地址（W）

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2.地址變換過程

圖4-23段頁式系統中的地址變換機構

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要訪問一個數據，需三次訪問內存。同樣也可以增設一個聯想寄存器（快表），存放段號和頁號。

地址變換效率分析

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4.6虛擬存儲器的基本概念

兩種情況：

(1)有的作業很大，其所要求的內存空間超過了內存總容量，作業不能全部被裝入內存，導致該作業無法運行。

(2)有大量作業要求運行，但是由于內存容量不足以容納所有這些作業，只能將少數的作業裝入內存讓它們先運行，而將其它大量的作業留在外存上等待。第4章存儲器管理

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4.6.1虛擬存儲器的引入1.常規存儲器管理方式的特征

一次性。

(2)駐留性。

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2.局部性原理

早在1968年，Denning.P就曾指出：

(1)程序執行時，除了少部分的轉移和過程調用指令外，在大多數情況下仍是順序執行的。

(2)過程調用將會使程序的執行軌跡由一部分區域轉至另一部分區域，但經研究看出，過程調用的深度在大多數情況下都不超過5。

(3)程序中存在許多循環結構，這些雖然只由少數指令構成，但是它們將多次執行。

(4)程序中還包括許多對數據結構的處理，如對數組進行操作，它們往往都局限于很小的范圍內。

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局部性又表現在下述兩個方面：

(1)時間局部性。如果程序中的某條指令一旦執行，則不久以后該指令可能再次執行；如果某數據被訪問過，則不久以后該數據可能再次被訪問。產生時間局限性的典型原因，是由于在程序中存在著大量的循環操作。

(2)空間局部性。一旦程序訪問了某個存儲單元，在不久之后，其附近的存儲單元也將被訪問，即程序在一段時間內所訪問的地址，可能集中在一定的范圍之內，其典型情況便是程序的順序執行。

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3.虛擬存儲器定義

所謂虛擬存儲器，是指具有請求調入功能和置換功能，能從邏輯上對內存容量加以擴充的一種存儲器系統。其邏輯容量由內存容量和外存容量之和所決定，其運行速度接近于內存速度，而每位的成本卻又接近于外存。可見，虛擬存儲技術是一種性能非常優越的存儲器管理技術，故被廣泛地應用于大、中、小型機器和微型機中。

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4.6.2虛擬存儲器的實現方法

1.分頁請求系統（以頁面為單位）硬件支持。

①請求分頁的頁表機制，它是在純分頁的頁表機制上增加若干項而形成的，作為請求分頁的數據結構；②缺頁中斷機構，即每當用戶程序要訪問的頁面尚未調入內存時便產生一缺頁中斷，以請求OS將所缺的頁調入內存；③地址變換機構，它同樣是在純分頁地址變換機構的基礎上發展形成的。(2)實現請求分頁的軟件（調頁算法和置換算法）。

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4.6.3虛擬存儲器的特征

多次性多次性是指一個作業被分多次調入內存。多次性是虛擬存儲器最重要的特征。2.對換性對換性是指允許在作業的運行過程中換進、換出。換進和換出能夠有效提高內存利用率。3.虛擬性虛擬性是指能夠從邏輯上擴充內存容量，使用戶所看到的內存容量遠遠大于實際容量。虛擬性是以多次性和對換性為基礎的。

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4.7請求分頁存儲管理方式

4.7.1請求分頁中的硬件支持

1.頁表機制

頁號物理塊號狀態位P訪問字段A修改位M外存地址第4章存儲器管理

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2.缺頁中斷機構

圖4-24涉及6次缺頁中斷的指令

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3.地址變換機構

圖4-25請求分頁中的地址變換過程

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4.7.2內存分配策略和分配算法

1.最小物理塊數的確定

最小物理塊數是指能保證進程正常運行所需的最小物理塊數。當系統為進程分配的物理塊數少于此值時，進程將無法運行。進程應獲得的最少物理塊數與計算機的硬件結構有關，取決于指令的格式、功能和尋址方式。對于某些簡單的機器，若是單地址指令且采用直接尋址方式，則所需的最少物理塊數為2。其中，一塊是用于存放指令的頁面，另一塊則是用于存放數據的頁面。如果該機器允許間接尋址時，則至少要求有三個物理塊。對于某些功能較強的機器，其指令長度可能是兩個或多于兩個字節，因而其指令本身有可能跨兩個頁面，且源地址和目標地址所涉及的區域也都可能跨兩個頁面。

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2.物理塊的分配策略

在請求分頁系統中，可采取兩種內存分配策略，即固定和可變分配策略。在進行置換時，也可采取兩種策略，即全局置換和局部置換。于是可組合出以下三種適用的策略。

1)固定分配局部置換

2)可變分配全局置換

3)可變分配局部置換

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3.物理塊分配算法

1)平均分配算法這是將系統中所有可供分配的物理塊，平均分配給各個進程。例如，當系統中有100個物理塊，有5個進程在運行時，每個進程可分得20個物理塊。這種方式貌似公平，但實際上是不公平的，因為它未考慮到各進程本身的大小。如有一個進程其大小為200頁，只分配給它20個塊，這樣，它必然會有很高的缺頁率；而另一個進程只有10頁，卻有10個物理塊閑置未用。

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2)按比例分配算法這是根據進程的大小按比例分配物理塊的算法。如果系統中共有n個進程，每個進程的頁面數為Si，則系統中各進程頁面數的總和為：又假定系統中可用的物理塊總數為m，則每個進程所能分到的物理塊數為bi，將有：b應該取整，它必須大于最小物理塊數。

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3)考慮優先權的分配算法在實際應用中，為了照顧到重要的、緊迫的作業能盡快地完成，應為它分配較多的內存空間。通常采取的方法是把內存中可供分配的所有物理塊分成兩部分：一部分按比例地分配給各進程；另一部分則根據各進程的優先權，適當地增加其相應份額后，分配給各進程。在有的系統中，如重要的實時控制系統，則可能是完全按優先權來為各進程分配其物理塊的。

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4.7.3調頁策略1.何時調入頁面

預調頁策略2)請求調頁策略

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2.從何處調入頁面

在請求分頁系統中的外存分為兩部分：用于存放文件的文件區和用于存放對換頁面的對換區。由于對換區是采用連續分配方式，而文件區是采用離散分配方式，故對換區的磁盤I/O速度比文件區的高。這樣，每當發生缺頁請求時，系統應從何處將缺頁調入內存，可分成如下三種情況：

(1)系統擁有足夠的對換區空間，這時可以全部從對換區調入所需頁面，以提高調頁速度。為此，在進程運行前，便須將與該進程有關的文件，從文件區拷貝到對換區。

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(2)系統缺少足夠的對換區空間，這時凡是不會被修改的文件，都直接從文件區調入；而當換出這些頁面時，由于它們未被修改而不必再將它們換出，以后再調入時，仍從文件區直接調入。但對于那些可能被修改的部分，在將它們換出時，便須調到對換區，以后需要時，再從對換區調入。

(3)UNIX方式。由于與進程有關的文件都放在文件區，故凡是未運行過的頁面，都應從文件區調入。而對于曾經運行過但又被換出的頁面，由于是被放在對換區，因此在下次調入時，應從對換區調入。由于UNIX系統允許頁面共享，因此，某進程所請求的頁面有可能已被其它進程調入內存，此時也就無須再從對換區調入。

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3.頁面調入過程每當程序所要訪問的頁面未在內存時，便向CPU發出一缺頁中斷，中斷處理程序首先保留CPU環境，分析中斷原因后，轉入缺頁中斷處理程序。該程序通過查找頁表，得到該頁在外存的物理塊后，如果此時內存能容納新頁，則啟動磁盤I/O將所缺之頁調入內存，然后修改頁表。如果內存已滿，則須先按照某種置換算法從內存中選出一頁準備換出；如果該頁未被修改過，可不必將該頁寫回磁盤；但如果此頁已被修改，則必須將它寫回磁盤，然后再把所缺的頁調入內存，并修改頁表中的相應表項，置其存在位為“1”，并將此頁表項寫入快表中。在缺頁調入內存后，利用修改后的頁表，去形成所要訪問數據的物理地址，再去訪問內存數據。

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4.8頁面置換算法

頁面置換算法是選擇換出頁面的算法。置換算法的好壞，將直接影響到系統的性能。第4章存儲器管理

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4.8.1最佳置換算法和先進先出置換算法

1.最佳(Optimal)置換算法最佳置換算法是由Belady于1966年提出的一種理論上的算法。其所選擇的被淘汰頁面，將是以后永不使用的，或許是在最長(未來)時間內不再被訪問的頁面。采用最佳置換算法，通常可保證獲得最低的缺頁率。

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假定系統為某進程分配了三個物理塊，并考慮有以下的頁面號引用串：7，0，1，2，0，3，0，4，2，3，0，3，2，1，2，0，1，7，0，1

進程運行時，先將7，0，1三個頁面裝入內存。以后，當進程要訪問頁面2時，將會產生缺頁中斷。此時OS根據最佳置換算法，將選擇頁面7予以淘汰。

圖4-26利用最佳頁面置換算法時的置換圖

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2.先進先出(FIFO)頁面置換算法圖4-27利用FIFO置換算法時的置換圖701

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4.8.2最近最久未使用(LRU)置換算法

1.LRU(LeastRecentlyUsed)置換算法的描述

圖4-28LRU頁面置換算法

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2.LRU置換算法的硬件支持

1)寄存器為了記錄某進程在內存中各頁的使用情況，須為每個在內存中的頁面配置一個移位寄存器，可表示為

R=Rn-1Rn-2Rn-3…R2R1R0

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圖4-29某進程具有8個頁面時的LRU訪問情況

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2)棧

圖4-30用棧保存當前使用頁面時棧的變化情況

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4.8.3Clock置換算法

1.簡單的Clock置換算法

圖4-31簡單Clock置換算法的流程和示例

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2.改進型Clock置換算法

由訪問位A和修改位M可以組合成下面四種類型的頁面：

1類(A=0,M=0)：表示該頁最近既未被訪問，又未被修改，是最佳淘汰頁。

2類(A=0,M=1)：表示該頁最近未被訪問，但已被修改，并不是很好的淘汰頁。

3類(A=1,M=0)：最近已被訪問，但未被修改，該頁有可能再被訪問。

4類(A=1,M=1):最近已被訪問且被修改，該頁可能再被訪問。

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其執行過程可分成以下三步：

(1)從指針所指示的當前位置開始，掃描循環隊列，尋找A=0且M=0的第一類頁面，將所遇到的第一個頁面作為所選中的淘汰頁。在第一次掃描期間不改變訪問位A。

(2)如果第一步失敗，即查找一周后未遇到第一類頁面，則開始第二輪掃描，尋找A=0且M=1的第二類頁面，將所遇到的第一個這類頁面作為淘汰頁。在第二輪掃描期間，將所有掃描過的頁面的訪問位都置0。

(3)如果第二步也失敗，亦即未找到第二類頁面，則將指針返回到開始的位置，并將所有的訪問位復0。然后重復第一步，如果仍失敗，必要時再重復第二步，此時就一定能找到被淘汰的頁。

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4.8.4其它置換算法

最少使用(LFU：LeastFrequentlyUsed)置換算法2.頁面緩沖算法(PBA：PageBufferingAlgorithm)

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4.9請求分段存儲管理方式

4.9.1請求分段中的硬件支持

1.段表機制段名段長段的基址存取方式訪問字段A修改位M存在位P增補位外存始址第4章存儲器管理

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在段表項中，除了段名(號)、段長、段在內存中的起始地址外，還增加了以下諸項：(1)存取方式。(2)訪問字段A。(3)修改位M。(4)存在位P。(5)增補位。(6)外存始址。

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2.缺段中斷機構

圖4-32

請求分段系統中的中斷處理過程

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3.地址變換機構

圖4-33請求分段系統的地址變換過程

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4.9.2分段的共享與保護

1.共享段表

圖4-34共享段表項

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(1)共享進程計數count(2)存取控制字段(3)段號

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2.共享段的分配與回收

1)共享段的分配在為共享段分配內存時，對第一個請求使用該共享段的進程，由系統為該共享段分配一物理區，再把共享段調入該區，同時將該區的始址填入請求進程的段表的相應項中，還須在共享段表中增加一表項，填寫有關數據，把count置為1；之后，當又有其它進程需要調用該共享段時，由于該共享段已被調入內存，故此時無須再為該段分配內存，而只需在調用進程的段表中，增加一表項，填寫該共享段的物理地址；在共享段的段表中，填上調用進程的進程名、存取控制等，再執行count:=count+1操作，以表明有兩個進程共享該段。

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2)共享段的回收當共享此段的某進程不再需要該段時，應將該段釋放，包括撤在該進程段表中共享段所對應的表項，以及執行count:=count-1操作。若結果為0，則須由系統回收該共享段的物理內存，以及取消在共享段表中該段所對應的表項，表明此時已沒有進程使用該段；否則(減1結果不為0)，則只是取消調用者進程在共享段表中的有關記錄。

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3.分段保護

越界檢查2)存取控制檢查只讀

(2)只執行

(3)讀/寫3)環保護機構一個程序可以訪問駐留在相同環或較低特權環中的數據。一個程序可以調用駐留在相同環或較高特權環中的服務。

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圖4-35環保護機構

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練習題在一分頁存儲管理系統中，邏輯地址長度為16位，頁面大小為4096字節，且第0、1、2頁依次放在物理塊5、10、11中，則邏輯地址為5000，2F6AH，相應的物理地址為多少？解：本頁式系統的邏輯地址結構為：邏輯地址2F6AH的二進制表示為：0010111101101010