操作系统-课件页式存储管理
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有一个分页式虚拟存储管理系统，每个进程在内存有3页 数据区、1页程序区，刚开始时数据区为空。现有一个进程有 以下访问序列：
1，5，4，1，2，3，2，1，5，4，2，4，3，5，1 若系统采用： （1）最近最少使用（LRU）淘汰算法 （2）先进先出（FIFO）淘汰算法 请计算缺页次数和发生缺页中断后的淘汰页号。
114 1 1 121 5 5 44 3
缺页中断
页面替换
54
32 1
5 24
答案：缺页中断的次数为11次，页面替换的次序是：5 4 3 2 1 5 2 4
工作集模型
虚拟存储技术的理论基础。
局部性原理：进程往往会不均匀地高度局部 化地访问内存。
时间局部性：刚刚被访问的页，很可能在不久的 将来还要访问。例如：循环；子程序；栈；用户 记数和总计的变量等。
页号
物理块号
0
5
1
10
2
3
3
7
分析：（1）根据题意，页内地址为10位，页号为5位。
210=1024，25=32
（2）根据给定的逻辑地址得到页号和页内地址。
035E（H）=（0000001101011110）2 从左边 数10位为页内地址，剩余为页号。页号为0。
（3）根据页号查页表，得到块号为5。
（4）将块号与块内地址组合为物理地址：
缺页中断
页面替换
15
4 23 1
5 43
答案：缺页中断的次数为12次，页面替换的次序是：1 5 4 2 3 1 5 4 3。
（2）LRU算法：
访问队列：1 5 4 1 2 3 2 1 5 4 2 4 3 5 1
1 5442 3 3 354 2 2 35 1 内 存 1551 2 2 215 4 4 23 5
快表
软硬件结合：将页表中使用最频繁的表项 （页表的的一个子集）放在cache中。称为 “快表”。
cache也称为“联想寄存器”，它不是根据 地址而是根据所存信息的全部特征或部分特 征进行存取。在这里为页号。
若要访问的页在cache中，则只需一次访问 内存。若不在，则到内存中去找，同时把新 的页表表项写入cache。
页面替换算法
最近最少使用算法（LFU）：最近一段时 间内使用次数最少的页调出内存。 为每一个在内存的页设置一个计数器， 选择计数器中的值最小的调出。
最优算法（OPT）：把将来一段时间内被 使用的可能性最小的页调出内存。 利用预测方法先来预测将来的使用情况。
注意：LRU、LFU之间的区别。
例 题：
一、如何知道哪些已在内存
在页表中添加一个标志位（中断位），标 志该页是否已在内存： 0：不在 1：在内存 块号 保护位 标志位
当要访问的页不在内存时
发生“缺页中断”。 缺页中断的处理过程：
保存现场 在内存中找到一个空闲块。 从磁盘上找到要调入的页。 读磁盘到内存。 恢复现场。 重新调度运行。
例题：对于利用快表且页表存于内存的分页系统，
假定CPU的一次访问内存时间为1µs，访问快表时间 忽略不计。如果85%的地址映射可直接通过快表完成， 那么进程完成一次内存读写的平均有效时间是多少？
分析：
（1）若直接通过快表完成，则只需一次访问内存。 （2）若不能，则需要两次访问内存。 （3）平均时间=1*85%+2*15%
用户作业请求：块数B 空闲块数B N
无法分配
扫描位示图，查找为0的位 计算块号 建立页表
页式系统的内存保护和共享
保护：在页表上添加一个保护位。在做地址 变换时，检查对页面的访问是否合法。
共享：根据地址转换过程可知：如果在不同 用户的页表中填上相同的页表表项（块号）， 就能够访问相同的内存空间。
内存分配
用户需求：需要多少块？ 内存空闲块的管理：位示图。
位示图：在内存中划出一片区域，用一位 代表一个块，该位的值表示所代表的块的状 态：
0：空闲；1：已分配。
内存分配
块号与字号、字长的关系：系统的字长 一定，内存块从0开始编号，则有： 块号=字号*字长+位号 字号=[块号/字长] （取整的意思） 位号=块号 MOD 字长
操作系统-课件页 式存储管理
地址变换过程
1、根据页号查页表，得到块号。 2、根据块号和页内地址计算物理地址。 3、例题：
例题：在分页存储管理系统中，用户编程空间共32个
页，每页大小为1024B，内存为16KB。假定某一时刻用 户页表如下，若逻辑地址为035E（H），求其所对应的 物理地址。
块号
5 12
保护位
R WR
5
5
5
5
5
用户1
Hale Waihona Puke Baidu用户2
用户3
页式虚拟存储技术
虚拟存储器：内存扩充技术，为用户提供一 个比实际内存大得多的内存空间。
实现虚拟的三个三个条件；
程序中的哪些页已经加载内存。 当要访问的页不在内存时，如何将其掉如内存？ 若此时内存空间已满，如何选择换出的页？
页式虚拟的基本原理：加载作业时，只加载 那些最活跃的页，其余的页需要时再加载。 “请求调页技术”和“预调页技术”。
01011101011110=175E（H）
页表的实现—快表
从上述地址变换过程可以看出：CPU每取一条 指令或数据，都必须经过页表。
因此，页表的每一个表项都是一个动态重定位 机构。
如何实现页表，将影响系统的效率。 方式：
硬件实现：用寄存器组。但代价太高，特别是内存 很大时，是不可能的。
软件实现：将页表放在内存中。每取一条指令，要 两次访问内存。
在调入内存时，若内存已满
进行“页面替换”：从内存中选择一个页调 出内存，为新调入的页让出空间。
如果替换的不合适，则发生“抖动”或“颠 簸”现象：页在内外存之间频繁地调入调出， 系统开销很大。
页面替换算法：
先进先出法（FIFO）：将最先调入内存的页调出 内存。
最近最少使用算法（LRU：least recently used）。 将最近一段时间内没有用过的页调出内存。
分析：
（1）采用FIFO方法： 将内存中的页按进入的先后次序排队，后来的加入队尾，
先来的先出去。
（1）FIFO算法
访问队列：1 5 4 1 2 3 2 1 5 4 2 4 3 5 1
1 5442 3 3 154 2 2 35 1 内 存 1554 2 2 315 4 4 23 5
115 4 4 231 5 5 42 3
1，5，4，1，2，3，2，1，5，4，2，4，3，5，1 若系统采用： （1）最近最少使用（LRU）淘汰算法 （2）先进先出（FIFO）淘汰算法 请计算缺页次数和发生缺页中断后的淘汰页号。
114 1 1 121 5 5 44 3
缺页中断
页面替换
54
32 1
5 24
答案：缺页中断的次数为11次，页面替换的次序是：5 4 3 2 1 5 2 4
工作集模型
虚拟存储技术的理论基础。
局部性原理：进程往往会不均匀地高度局部 化地访问内存。
时间局部性：刚刚被访问的页，很可能在不久的 将来还要访问。例如：循环；子程序；栈；用户 记数和总计的变量等。
页号
物理块号
0
5
1
10
2
3
3
7
分析：（1）根据题意，页内地址为10位，页号为5位。
210=1024，25=32
（2）根据给定的逻辑地址得到页号和页内地址。
035E（H）=（0000001101011110）2 从左边 数10位为页内地址，剩余为页号。页号为0。
（3）根据页号查页表，得到块号为5。
（4）将块号与块内地址组合为物理地址：
缺页中断
页面替换
15
4 23 1
5 43
答案：缺页中断的次数为12次，页面替换的次序是：1 5 4 2 3 1 5 4 3。
（2）LRU算法：
访问队列：1 5 4 1 2 3 2 1 5 4 2 4 3 5 1
1 5442 3 3 354 2 2 35 1 内 存 1551 2 2 215 4 4 23 5
快表
软硬件结合：将页表中使用最频繁的表项 （页表的的一个子集）放在cache中。称为 “快表”。
cache也称为“联想寄存器”，它不是根据 地址而是根据所存信息的全部特征或部分特 征进行存取。在这里为页号。
若要访问的页在cache中，则只需一次访问 内存。若不在，则到内存中去找，同时把新 的页表表项写入cache。
页面替换算法
最近最少使用算法（LFU）：最近一段时 间内使用次数最少的页调出内存。 为每一个在内存的页设置一个计数器， 选择计数器中的值最小的调出。
最优算法（OPT）：把将来一段时间内被 使用的可能性最小的页调出内存。 利用预测方法先来预测将来的使用情况。
注意：LRU、LFU之间的区别。
例 题：
一、如何知道哪些已在内存
在页表中添加一个标志位（中断位），标 志该页是否已在内存： 0：不在 1：在内存 块号 保护位 标志位
当要访问的页不在内存时
发生“缺页中断”。 缺页中断的处理过程：
保存现场 在内存中找到一个空闲块。 从磁盘上找到要调入的页。 读磁盘到内存。 恢复现场。 重新调度运行。
例题：对于利用快表且页表存于内存的分页系统，
假定CPU的一次访问内存时间为1µs，访问快表时间 忽略不计。如果85%的地址映射可直接通过快表完成， 那么进程完成一次内存读写的平均有效时间是多少？
分析：
（1）若直接通过快表完成，则只需一次访问内存。 （2）若不能，则需要两次访问内存。 （3）平均时间=1*85%+2*15%
用户作业请求：块数B 空闲块数B N
无法分配
扫描位示图，查找为0的位 计算块号 建立页表
页式系统的内存保护和共享
保护：在页表上添加一个保护位。在做地址 变换时，检查对页面的访问是否合法。
共享：根据地址转换过程可知：如果在不同 用户的页表中填上相同的页表表项（块号）， 就能够访问相同的内存空间。
内存分配
用户需求：需要多少块？ 内存空闲块的管理：位示图。
位示图：在内存中划出一片区域，用一位 代表一个块，该位的值表示所代表的块的状 态：
0：空闲；1：已分配。
内存分配
块号与字号、字长的关系：系统的字长 一定，内存块从0开始编号，则有： 块号=字号*字长+位号 字号=[块号/字长] （取整的意思） 位号=块号 MOD 字长
操作系统-课件页 式存储管理
地址变换过程
1、根据页号查页表，得到块号。 2、根据块号和页内地址计算物理地址。 3、例题：
例题：在分页存储管理系统中，用户编程空间共32个
页，每页大小为1024B，内存为16KB。假定某一时刻用 户页表如下，若逻辑地址为035E（H），求其所对应的 物理地址。
块号
5 12
保护位
R WR
5
5
5
5
5
用户1
Hale Waihona Puke Baidu用户2
用户3
页式虚拟存储技术
虚拟存储器：内存扩充技术，为用户提供一 个比实际内存大得多的内存空间。
实现虚拟的三个三个条件；
程序中的哪些页已经加载内存。 当要访问的页不在内存时，如何将其掉如内存？ 若此时内存空间已满，如何选择换出的页？
页式虚拟的基本原理：加载作业时，只加载 那些最活跃的页，其余的页需要时再加载。 “请求调页技术”和“预调页技术”。
01011101011110=175E（H）
页表的实现—快表
从上述地址变换过程可以看出：CPU每取一条 指令或数据，都必须经过页表。
因此，页表的每一个表项都是一个动态重定位 机构。
如何实现页表，将影响系统的效率。 方式：
硬件实现：用寄存器组。但代价太高，特别是内存 很大时，是不可能的。
软件实现：将页表放在内存中。每取一条指令，要 两次访问内存。
在调入内存时，若内存已满
进行“页面替换”：从内存中选择一个页调 出内存，为新调入的页让出空间。
如果替换的不合适，则发生“抖动”或“颠 簸”现象：页在内外存之间频繁地调入调出， 系统开销很大。
页面替换算法：
先进先出法（FIFO）：将最先调入内存的页调出 内存。
最近最少使用算法（LRU：least recently used）。 将最近一段时间内没有用过的页调出内存。
分析：
（1）采用FIFO方法： 将内存中的页按进入的先后次序排队，后来的加入队尾，
先来的先出去。
（1）FIFO算法
访问队列：1 5 4 1 2 3 2 1 5 4 2 4 3 5 1
1 5442 3 3 154 2 2 35 1 内 存 1554 2 2 315 4 4 23 5
115 4 4 231 5 5 42 3