第18讲 存储器管理之请求分段存储管理方式
存储器管理 请求分段存储管理方式PPT学习教案
三.地址变换过程
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四.段的共享
段式虚拟存储系统利用段的动态连接功能， 很容易实现段的共享，由于无法预知各作业在 什么情况下调用共用段且段号可在动态连接时 分配，因而一个共享段对不同的调用表可以具 有不同的段号。例如，公共子程序ＣＯＳ，在 作业１调用时具有号２，而在作业２调用时 可以是段号１。下图是一个共享［ＣＯＳ］段 的例子。
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习题
3. 在某静态页式存储管理系统中，若对内存进行一次 存取需要1.5微秒，试问CPU获取一次内存操作数所 花费的存取时间式多少？ 如果在该系统中加入快表的设置，假定快表的平均 命中率为80％，当页表项在快表中时，其查找时间 忽略为0，试问此时的存取时间是多少？若快表的 命中率达到90％，又是多少？
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二.中断处理机构
1.越界中断处理
进程在执行过程中，有时需要扩大分段， 如数据段。由于要访问的地址超出原有的段长， 所以发越界中断。操作系统处理中断时，首先 判断该段的“扩充位”，如可扩充，则增加段 的长度；否则按出错处理。
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2.缺段中断处理
检查内存中是否有足够的空闲空间： ①若有，则装入该段，修改有关数据结构，中断返 回 ②若没有，检查内存中空闲区的总和是否满足要求， 是则应采用紧缩技术，转① ；否则，淘汰一个或几 个实段，转①。
4. 什么是虚拟存储器？页式管理可以实现虚存吗？如 果可以，简述实现方法。
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存储器管理 请求分段存储管理方式
会计学
1
第四章 存储器管理
4.9 请求分段存储管理 (虚拟段式存储管理)
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一.基本原理
简述内存分段的原因和分段方法
内存分段是计算机系统中管理内存的一种方式，它将内存划分为若干个段，每个段可以有不同的属性和大小。
内存分段的原因是为了更灵活地管理内存空间，以及更有效地满足不同程序的内存需求。
1. 原因内存分段最主要的原因是满足不同程序对内存空间的灵活需求。
在早期的计算机系统中，采用的是固定大小的内存分配方式，这种方式对于不同大小的程序和数据并不友好。
而内存分段则可以根据不同程序的需要，灵活地划分内存空间，从而提高内存利用率。
2. 分段方法内存分段方法主要有两种：硬件分段和软件分段。
2.1 硬件分段硬件分段是指通过硬件来实现内存的划分和管理。
在这种方法中，计算机系统会为每个段单独分配段基址和段限长，以及访问权限等属性。
当程序需要访问某个段时，由硬件来检查段基址和段限长，以确保程序访问的位置区域在段的有效范围内。
这种方法能够提高系统的安全性和稳定性，但需要硬件的支持。
2.2 软件分段软件分段是指通过操作系统或编程语言来实现内存的划分和管理。
在这种方法中，程序员可以通过程序来定义和管理段，包括段的大小、属性和访问权限等。
然后操作系统根据程序的要求来分配和管理内存段。
这种方法相对灵活，但需要程序员对内存管理有一定的了解。
总结内存分段是一种灵活的内存管理方式，它可以满足不同程序对内存的灵活需求。
在实际应用中，可以根据具体的系统环境和程序需求来选择合适的内存分段方法。
通过合理的内存分段，可以提高内存空间的利用率，提高系统的稳定性和安全性。
3. 内存分段的优点内存分段方法相比于传统的固定内存分配方式具有许多优点，主要体现在以下几个方面。
3.1 灵活性内存分段能够根据程序的需要灵活地划分内存空间，不同的段可以有不同的属性和大小，使得内存空间的利用更加灵活高效。
对于一些大小不固定的数据结构或者动态增长的程序，内存分段能够更好地适应其需求，减少了内存碎片的产生。
3.2 安全性通过硬件分段的方式，可以控制每个段的访问权限，从而实现对内存空间的更细粒度的保护。
请求分段存储管理方式
5.1 虚拟存储器概述5.2 请求分页存储管理方式 5.3 页面置换算法5.4 “抖动”与工作集5.5 请求分段存储管理方式5.5 请求分段存储管理方式1硬件支持2分段的共享与保护请求分段存储管理方式在基本段式管理基础上增加调段功能和置换功能。
运行时先调入若干分段，需要新段时置换暂时不用的段。
硬件支持1.段表机制2.缺段中断机构3.地址变换机构1.段表机制存取方式：标识存取属性为读、写、执行的段名段长段基址存取方式访问字段修改位存在位增补位外存基址2.缺段中断机构请求分段的中断处理过程3.地址变换机构请求分段的地址变换过程5.5 请求分段存储管理方式1硬件支持2分段的共享与保护分段的共享与保护共享段表♋各共享分段在共享段表中均有一对应表项，其中含有段号、共享进程计数器、存取控制字段等。
۩段号：某进程使用该共享段时为其取的段号码。
۩共享进程计数器：记录当前有多少个进程共享该段。
۩存取控制字段：说明不同进程的操作权限。
分段的共享与保护共享段的分配♋第一个使用共享段的进程促使系统为共享段分配空间，并在其自身段表项中记录该空间基址，同时在共享段表中增加一项，并设置共享进程计数器为1；后继申请者只需在自身段表项中设置相应字段即可，同时在共享段表中增加一项，并将共享进程计数器加1。
共享段的回收♋共享某段的进程释放该段时检查共享进程计数器的值，若为1就释放物理空间并修改自身段表项的相关字段；若不为1，仅需修改自身段表项的相关字段，并对共享进程计数器减1。
分段的共享与保护分段的保护♋越界检查۩段号不能超过段表长度、段内偏移不能超过段长。
♋存取控制检查۩段表中“存取控制”字段实现，不同进程对同一个共享分段的存取控制权限不同，为各进程设置存取权限时要同时保证信息安全和运行需要。
♋环保护机构۩根据程序的重要程度和关联度将其分类，分别放置在三层软件环中，各程序的访问和调用遵循如下原则：–访问：限制在本环或低特权环中。
–调用：限制在本环或高特权环中。
计算机操作系统教案
分组学习请求分页分段存储管理方式课题：请求时分页存储管理方式日期2012.6.28协作小组四人一组进行小组讨论，共分为八个小组划分依据：分组人员依据：分组成员按照学习能力以及学习环境：配备多媒体的教室，同时还有任课老师的适当的指导，引导学生开展思维。
任务：（1）教师提前分好组，下达任务。
（2）根据课程要求，进行有针对性的讨论，共同进行学习活动。
（3）写小组报告，有效交流，进行课程评价。
一．教学目的及要求理解页表和段表的概念及构成，初步领会请求式分页分段的特征掌握和熟练页面调入过程熟练掌握解决经典页面置换算法的典型算法二·教学重点页表和段表的概念及其构成页表项解决经典页面置换算法教学难点熟练页面策略页面置换算法的经典算法三．【课程设计思路】1.本课程的设计过程，主要注重学生的实践能力和思维能力。
给学生时间和空间，在老师的带领下让学生掌握请求式分页、分段存储。
2.在学习中，学生要展开思维，体会，理解，思考。
学生通过小组讨论完成实践任务。
老师起引导作用，老师提供给充分的资源，由学生自主完成学习任务。
3.首先由老师讲解基本的知识点，在同学们理解的情况下，指导同学去操作，设置问题，在完成任务的过程中，学生讨论解决，最后有小组评价，老师点评，对知识点也就理解的越透彻。
学生活动活动环节教师活动四．教学过程【一】课程进展1.首先老师为学生介绍请求式分页存管理方式基本知识：相关内容有请求式分页存管理方式的概念以及相关的知识点。
（1）分页原理：1）页：把逻辑地址空间划分为一些相等的片，成为页（Page）。
2）块（页帧、页框）：把物理地址空间划分为和页面大小相等的片，成为块（Page Frame）。
通过适当的变换可以使逻辑空间的一页对应到物理空间的一块上。
3）页面大小：2^n ，目前一般为4KB划分原则：①不能太大：否则会造成碎片太大。
②不能太小：否则页表太长。
（2）地址结构：（3）页表：页号页内位移量W确定目标，明确问题尝试研究，主动探究针对问题，小组讨论反思过程，得出结论明确小组任务小组展开讨论得出讨论结果总结思想，方法创设情境，提出问题观察了解，合理引导参与讨论，指出错误引导反思，评价总结合作学习活动框图1）页表：在分页系统中，允许将进程的每一页离散地存储在内存的任一物理块中，但系统应能保证进程的正确运行，即能在内存中找到页面所对应的物理块。
分段式存储管理基本原理(一)
分段式存储管理基本原理(一)分段式存储管理基本什么是分段式存储管理分段式存储管理是一种计算机内存管理方式，它将内存按照程序的逻辑结构分成若干段，每段可以不连续地放置在内存中。
这种管理方式能够更好地满足不同程序的内存需求，提高内存利用率和程序的运行效率。
分段式存储管理的基本原理分段•将程序按照逻辑结构划分为若干段•每段对应一个逻辑上独立的模块或功能•段的长度可变，根据程序需求进行动态分配和释放段表•维护一个段表，用于记录每个段的起始地址和长度•段表中的每个表项对应一个段，包含段的基址和长度信息•CPU通过段表来访问内存中的各个段段选择子•每个程序或进程拥有一个段选择子•段选择子用于指定程序要访问的段的索引号•CPU根据段选择子从段表中获取段的基址和长度信息地址转换•程序通过逻辑地址来访问内存，它由段选择子和段内偏移量组成•CPU根据段选择子获取段的基址•将段的基址与段内偏移量相加，得到物理地址•物理地址用于读取或写入实际的存储单元动态分配•分段式存储管理支持动态分配和释放内存•程序可以向系统请求申请一段新的内存空间•系统根据空闲内存块的大小和位置，为程序分配合适的内存段分段式存储管理的优缺点优点•更好地满足不同程序的内存需求，提高内存利用率•支持动态分配和释放内存，灵活性更好•可以减少内存碎片的产生，减少内存回收的频率缺点•需要维护段表和段选择子，增加了系统开销•地址转换过程相对复杂，增加了访问内存的延迟•容易出现外部碎片，影响分配效率总结分段式存储管理是一种灵活的内存管理方式，能够更好地满足不同程序的内存需求。
它通过分段、段表、段选择子以及地址转换等机制，实现了程序对内存的访问和管理。
尽管存在一些缺点，但分段式存储管理仍然广泛应用于现代的操作系统中，为程序的运行提供了有力支持。
操作系统-分段存储管理方式
第一章 操作系统引论
3. 地址变换机构 为了实现进程从逻辑地址到物理地址的变换功能，在系 统中设置了段表寄存器，用于存放段表始址和段表长度TL。 在进行地址变换时，系统将逻辑地址中的段号与段表长度TL 进行比较。若S>TL，表示段号太大，是访问越界，于是产 生越界中断信号。若未越界，则根据段表的始址和该段的段 号，计算出该段对应段表项的位置，从中读出该段在内存的 起始地址。然后，再检查段内地址d是否超过该段的段长SL。 若超过，即d>SL，同样发出越界中断信号。若未越界，则将 该段的基址d与段内地址相加，即可得到要访问的内存物理 地址。图4-20示出了分段系统的地址变换过程。
2. 段表 在前面所介绍的动态分区分配方式中，系统为整个进程 分配一个连续的内存空间。而在分段式存储管理系统中，则 是为每个分段分配一个连续的分区。进程中的各个段，可以 离散地装入内存中不同的分区中。为保证程序能正常运行， 就必须能从物理内存中找出每个逻辑段所对应的位置。
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第一章 操作系统引论
图4-19 利用段表实现地址映射
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第一章 操作系统引论
图4-22 分段系统中共享 editor的示意图
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第一章 操作系统引论
4.6.4 段页式存储管理方式 1. 基本原理 段页式系统的基本原理是分段和分页原理的结合，即先
将用户程序分成若干个段，再把每个段分成若干个页，并为 每一个段赋予一个段名。图4-23(a)示出了一个作业地址空间 的结构。该作业有三个段：主程序段、子程序段和数据段； 页面大小为 4 KB。在段页式系统中，其地址结构由段号、 段内页号及页内地址三部分所组成，如图4-23(b)所示。
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第一章 操作系统引论
图4-23 作业地址空间和地址结构
操作系统课件-请求分
采用局部性原理比较好的置换算法，如 LRU 算法；适当增加分配给作业的物理 块数；利用某些辅助手段来减少缺页中断次数，如设置快表等。
03 缺页中断处理机制
缺页中断产生原因及过程
访问不在内存中的页面
中断处理程序调用
当进程试图访问的页面不在内存中时， 会产生缺页中断。
操作系统会调用相应的中断处理程序 来处理缺页中断。
本思想、工作原理和实现方法。
了解请求分页存储管理的优缺点
02
学生应能了解请求分页存储管理相比其他存储管理技术的优势
和不足，以便在实际应用中做出合理的选择。
掌握请求分页存储管理的关键技术
03
学生应能掌握请求分页存储管理中的关键技术，如页面置换算
法、内存分配策略等，为后续学习和实践打下基础。
课件内容概述
介绍了请求分页存储管理的定义、特点、作用等 基本概念。
请求分页存储管理的实现原理
详细阐述了请求分页存储管理的实现原理，包括 页表、缺页中断、页面置换等关键技术。
3
请求分页存储管理的性能分析
对请求分页存储管理的性能进行了分析，包括内 存利用率、缺页率、页面置换算法的性能评估等 指标。
发展趋势预测
• 基于大数据和人工智能的请求分页存储管理：随着大数据和人工智能技术的不 断发展，未来请求分页存储管理将更加智能化，能够根据历史数据和实时数据 进行自动优化和调整。
01
02
03
请求分页原理
在请求分页系统中，只有 当访问到某页中的一个地 址时，才将该页调入内存。
缺页中断
当要访问的页面不在内存 时，产生一缺页中断，请 求 OS 将所缺之页调入内 存。
置换算法
如果内存空间已被占满， 则需要置换出某页以腾出 空间存放新页。
第16讲 存储器管理之请求分页存储管理方式
第十六讲存储器管理之请求分页存储管理方式1 基本概述请求分页管理是建立在基本分页基础上的，为了能支持虚拟存储器而增加了请求调页功能和页面置换功能。
基本原理：地址空间的划分同页式；装入页时，可装入作业的一部分(运行所需)页即可运行。
2 请求分页的硬件支持为实现请求分页，需要一定的硬件支持，包括：页表机制、缺页中断机构、地址变换机构。
2.1 页表机制作用：将用户地址空间的逻辑地址转换为内存空间的物理地址。
因为请求分页的特殊性，即程序的一部分调入内存，一部分仍在外存，因此页表结构有所不同。
如图：说明：（1）状态位P：指示该页是否已调入内存。
（2）访问字段A：记录本页在一段时间内被访问的次数或最近未被访问的时间。
（3）修改位M：表示该页在调入内存后是否被修改过。
若修改过，则换出时需重写至外存。
（4）外存地址：指出该页在外存上的地址。
2.2 缺页中断机构在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存时，便产生缺页中断，请求OS将所缺的页调入内存。
缺页中断与一般中断的区别：（1）在指令执行期间产生和处理中断信号（2）一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断2.3 地址变换机构请求分页系统的地址变换机构。
是在分页系统地址变换机构的基础上，又增加了一些功能。
例：某虚拟存储器的用户空间共有32个页面，每页1KB，主存16KB。
假定某时刻系统为用户的第0、1、2、3页分别分配的物理块号为5、10、4、7，试将虚拟地址0A5C和093C 变换为物理地址。
解：虚拟地址为：页号（2^5=32）5位页内位移（1K =2^10=1024）10位物理地址为物理块号（2^4=16）4位因为页内是10 位，块内位移（1K =2^10=1024）10位虚拟地址OA5C对应的二进制为：00010 1001011100即虚拟地址OA5C的页号为2，页内位移为1001011100，由题意知对应的物理地址为：0100 1001011100即125C同理求093C。
基本分段存储管理方式
基本分段存储管理方式基本分段存储管理方式是计算机操作系统用来管理内存的一种方法。
通常将内存分成固定大小的若干段，每个段都有一个起始地址和一个长度，随着程序的运行，可以动态地将不同大小的进程加载到这些段中，从而优化内存使用，提高系统性能。
基本分段存储管理方式的实现过程大致分为三个步骤：操作系统将物理内存划分成若干固定大小的段，这些段称为物理段或实际段。
接着，操作系统为每个进程分配虚拟地址空间，并用一组相同的大小将其划分为若干虚拟段。
每个虚拟段的起始地址和长度都与实际段相对应，但它们不一定在物理空间上是连续的。
操作系统将进程的虚拟地址映射到实际的物理地址，以便进程能够访问内存。
基本分段存储管理方式有以下几个优点：1. 灵活性：基本分段存储管理方式可以用相对较少的内存空间来持久存储多个进程，这增加了系统的灵活性，使得操作系统能够同时运行多个进程，而不会导致内存溢出。
2. 内存利用率：基本分段存储管理方式允许操作系统根据每个进程的需求动态分配内存，从而提高内存利用率。
如果一个进程只需要几百KB的内存，而系统中的物理内存大大小于这个需求，那么只需要分配给它一个相应的虚拟段就可以了，这样就避免了浪费内存的情况。
3. 保护：基本分段存储管理方式可以通过在每个虚拟段中设置访问权限进行内存保护。
只允许进程访问它被授权访问的虚拟地址范围，而禁止它访问其他虚拟地址空间，从而增强系统的安全性。
基本分段存储管理方式也有以下几个缺点：1. 内部碎片：由于每个分段的大小是固定的，使得当进程只需要使用部分段时，其中未使用的部分会变成内部碎片。
这会浪费一些内存，降低内存利用率。
2. 外部碎片：当系统中有大量的小进程时，这些小进程可能会被分配到不同的分段中。
当一些分段中的进程被撤销时，这些空闲的小空间难以合并在一起，从而导致外部碎片的产生。
3. 上下文切换：由于每个进程的虚拟空间不一定是连续的，因此在进程切换时需要进行频繁的虚拟地址到物理地址的映射操作，这会增加系统的开销。
存储器内存管理--分段存储管理方式
存储器内存管理--分段存储管理⽅式
本⽂以32位操作系统为例来介绍存储器/内存管理--分页存储管理⽅式。
在此⽅式下，操作系统会将⽤户程序的地址（逻辑地址）空间分为若⼲个段，每个段定义⼀组逻辑信息。
例如程序段、⼦程序段、数据段、及堆段等，每个段也有⾃⼰的段号，每个段内都从0开始编制，并采⽤⼀段连续的地址空间，各段的长度并不⼀定相同。
虽然每个段内都分配了⼀段连续的地址空间，各个段之间则可以离散的分配，不需要连续。
分段管理⽅式中逻辑地址的地址结构
从该地址结构可以得知，程序允许有64K个段，每个段的最⼤长度位64KB。
段表
系统为每个进程都建⽴了⼀张段映射表，简称段表。
每个段表中有多个表项，每个表项记录了该段在内存中的起始地址（基址）和段的长度。
段表的作⽤同样是实现从逻辑地址到物理地址的转换。
地址变换机制
系统同样也设置了段表控制寄存器⽤于地址变换，其中存放着段表始址和段表长度，在进⾏地址映射前，操作系统⾸先会将段号与控制寄存器中的段表长度进⾏⽐较，判断时候越界，然后根据控制寄存器中的段表始址找到段表所在的位置，再根据段号找到基址，再加上位移量W便得到了实际的物理地址。
分段存储管理
21
ed 2
22
…
…
ed 40
60
data 1
71
主存 0
…
ed 1
21
ed 2
22
…
ed 40
60
data 1
61
…
data 10
70
data 1
71
…
data 10
80
…
…
data 10
80
分页系统中共享editor的示意图
进程1 editor data 1
进程2 editor data 2
段表 段长 基址 160 80
页表
利用段表和页表实现地址映射
操作系统
主存
段表、页表
5.4.3 段页式存储管理方式
二、地址变换机构
5.4 ➢段表、页表的功能可以由一组专门寄存器实现;
分
段 ➢段表、页表大多驻留在内存中;
---适用于较小系统
存 储
➢段表寄存器
管
存放当前运行进程的段表始址和段表长度;
理
➢段表、页表在内存，CPU每存取一个数据,需三次访问内存。
一、分段 示意图
5.4 ➢作业的地址空间被划分成若干个段，离散的
分
段
分配在内存中不相邻接的分区中；
存
储 ➢每个段有自己的名字，都从0开始编址，定
管 理
义了一组逻辑信息；放在连续的存储区域上；
➢由于每个段的长度可以不同，因而每个段的内
存分配和回收类似于动态分区的分配和回收
办法。会产生外部碎片。
5.4.2 分段系统的基本原理
2.对于分段系统，每个段都从0开始编址，并采用一 段连续的地址空间，这样在实现信息共享与保护时， 只需在每个进程的段表中，为所要共享和保护的程序 设置一个段表项，记录共享的段在内存的基址和段长。
试述请求段式虚拟存储管理的实现原理
试述请求段式虚拟存储管理的实现原理请求段式虚拟存储管理是一种用于优化计算机内存使用的技术。
在传统的计算机系统中，物理内存是有限的，但是程序需要使用的内存空间往往是巨大的。
为了解决这个问题，计算机科学家们提出了虚拟存储管理的概念，其中的一种实现方式就是请求段式虚拟存储管理。
在请求段式虚拟存储管理中，内存空间被划分为多个固定大小的段，每个段都有一个唯一的标识符。
而程序中的每个进程也被划分为多个段，每个段都有自己的标识符和大小。
当程序需要访问某个段时，它会向操作系统发起一个请求，请求该段被加载到内存中。
操作系统会根据内存中的剩余空间和段的大小来决定是否满足请求。
请求段式虚拟存储管理的实现原理可以分为以下几个步骤：1. 段的划分：在程序运行之前，操作系统会根据程序的需求将其划分为多个段。
每个段都有自己的标识符和大小。
这样做的好处是可以将程序的不同部分分开存储，提高内存的利用率。
2. 段的加载：当程序需要访问某个段时，它会向操作系统发起一个请求。
操作系统会根据内存中的剩余空间和段的大小来决定是否满足请求。
如果满足请求，操作系统会将段加载到内存中，并将段的标识符和内存地址进行映射，方便程序访问。
3. 段的替换：如果内存中的空间不足以加载新的段，操作系统就需要进行段的替换。
具体的替换算法有很多种，比如最佳适应算法、先进先出算法等。
替换算法的目标是选择一个最适合被替换的段，以便为新的段腾出空间。
4. 段的保护：在多道程序设计环境下，不同的程序可能会访问同一个段。
为了防止程序之间的干扰，操作系统会对段进行保护。
操作系统会给每个段设置权限位，限制程序对段的访问。
5. 段的共享：有些段可能被多个程序共享，为了节省内存空间，操作系统会对这些段进行共享。
操作系统会维护一个段表，记录哪些段是共享的，以及共享的程序有哪些。
通过请求段式虚拟存储管理，计算机系统可以更好地利用有限的内存资源，提高程序的运行效率。
同时，这种管理方式还可以增加系统的灵活性，使得不同大小的程序都能在同一台计算机上运行。
课件：段式存储管理
• 存储管理需要增加设置一个段表，每个 段占用一个段表项，包括：段始址、段 限长，以及存储保护、可移动、可扩充 等标志位
段式存储管理的地址转换流程
从段表控制寄存器中得到当前段表 按逻辑地址中段号查段表 得到该段的起址和段长
逻辑地址中的单元号与段长比较
越界中断
单元号 否 段长？
是
绝对地址=起址+单元号
程序的分段结构
...
...
...
主程序段 0
调用[X]段入口E
调用[Y]段入口F
访问A[116]
子程序段[X] 0
E:
P 子程序段[Y]
0 F:
... ...
... ...
... ...
数组A 0
n 工作区段
0
... 思想
• 段式存储管理基于可变分区存储管理实 现，一个进程要占用多个分区
计算机操作系统
3 存储管理 – 3.4 段式存储管理 3.4.1 段式存储管理
理解段式程序设计 掌握段式存储管理的基本思想 掌握段式存储管理的地址转换 理解段式存储管理的段共享
段式程序设计
• 每个程序可由若干段组成，每一段都 可以从“0”开始编址，段内的地址是 连续的
• 分段存储器的逻辑地址由两部分组成 段号：单元号
【操作系统】请求分页储存管理方式
【操作系统】请求分页储存管理⽅式常规存储器管理⽅式（基本分页、基本分段）的特征(1) ⼀次性。
都要求将作业所有装⼊内存后⽅能执⾏。
很多作业在每次执⾏时，并不是其所有程序和数据都要⽤到。
假设⼀次性地装⼊其所有程序，造成内存空间的浪费。
(2) 驻留性。
作业装⼊内存后，便⼀直驻留在内存中，直⾄作业执⾏结束。
虽然执⾏中的进程会因I/O⽽长期等待，或有的程序模块在执⾏过⼀次后就不再须要(执⾏)了，但它们都仍将继续占⽤宝贵的内存资源。
虚拟存储器的定义应⽤程序在执⾏之前，没有必要所有装⼊内存，仅须将那些当前要执⾏的少数页⾯或段先装⼊内存便可执⾏，其余部分暂留在盘上。
程序在执⾏时，假设它所要訪问的页(段)已调⼊内存，便可继续执⾏下去；但假设程序所要訪问的页(段)尚未调⼊内存(称为缺页或缺段)，此时程序应利⽤OS所提供的请求调页(段)功能，将它们调⼊内存，以使进程能继续执⾏下去。
假设此时内存已满，⽆法再装⼊新的页(段)，则还须再利⽤页(段)的置换功能，将内存中临时不⽤的页(段)调⾄盘上，腾出⾜够的内存空间后，再将要訪问的页(段)调⼊内存，使程序继续执⾏下去。
虚拟存储器是指具有请求调⼊功能和置换功能，能从逻辑上对内存容量加以扩充的⼀种存储器系统。
其逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定，其执⾏速度接近于内存速度，⽽每位的成本却⼜接近虚拟存储器于外存。
可见，虚拟存储技术是⼀种性能很优越的存储器管理技术，故被⼴泛地应⽤于⼤、中、⼩型机器和微型机中。
请求分页存储管理⽅式1、定义：请求分页系统是建⽴在基本分页系统的基础上，为了能⽀持虚拟存储器功能⽽添加了请求调页功能和页⾯置换功能。
2、页表机制在请求分页系统中所须要的主要数据结构是页表。
其基本作⽤仍然是将⽤户地址空间中的逻辑地址变换为内存空间中的物理地址。
因为仅仅将应⽤程序的⼀部分调⼊内存，另⼀部分仍在盘上，故须在页表中再添加若⼲项，供程序(数现对当中各字段说明例如以下：(1) 状态位P：⽤于指⽰该页是否已调⼊内存，供程序訪问时參考。
请求分页存储管理方式
请求分页存储管理方式
1.1 请求分页中的硬件支持 1. 页表机制
页号
物理块号 状态位P 访问字段A 修改位M 外存地址
2. 缺页中断机构
页面
6 B：
5 4 A：
3
指令 2
cop y A
1
TO B
图 4-22 涉及6次缺页中断的指令
3. 地址变换机构
缺页 中断处理 保留CP U现场 从外 存中找到 缺页
1.3 调页策略
1. 何时调入页面 1) 2) 请求调页策略
2. 从何处调入页面
在请求分页系统中的外存分为两部分：用于存放文件的文件区和用于存
放对换页面的对换区。通常，由于对换区是采用连续分配方式，而事件是 采用离散分配方式，故对换区的磁盘I/O速度比文件区的高。这样，每当 发生缺页请求时，系统应从何处将缺页调入内存，可分成如下三种情况：
操作系统
(1) 系统拥有足够的对换区空间，这时可以全部从对换区调入所需页
面，以提高调页速度。为此，在进程运行前， 便须将与该进程有关的文
件，从文件区拷贝到对换区
2. 从何处调入页面
(2) 系统缺少足够的对换区空间，这时凡是不会被修改的文件，都直接 从文件区调入；而当换出这些页面时，由于它们未被修改而不必再将它们 换出，以后再调入时，仍从文件区直接调入。但对于那些可能被修改的部 分，在将它们换出时，便须调到对换区，以后需要时，序所要访问的页面未在内存时，便向CPU发出一缺页中断，中断处 理程序首先保留CPU环境，分析中断原因后， 转入缺页中断处理程序。该 程序通过查找页表，得到该页在外存的物理块后， 如果此时内存能容纳 新页，则启动磁盘I/O将所缺之页调入内存，然后修改页表。如果内存已 满，则须先按照某种置换算法从内存中选出一页准备换出；如果该页未被 修改过，可不必将该页写回磁盘；但如果此页已被修改， 则必须将它写 回磁盘，然后再把所缺的页调入内存， 并修改页表中的相应表项，置其 存在位为“1”，并将此页表项写入快表中。在缺页调入内存后，利用修改 后的页表， 去形成所要访问数据的物理地址，再去访问内存数据。
简述请求分页存储管理方式
简述请求分页存储管理方式
请求分页存储管理方式是一种将主存储器划分为等大小的块，每个块称为一页的管理方式。
在此方式下，每个进程所需的存储空间被划分为多个大小相等的页，每一页都有一个唯一的页号。
当进程请求存储空间时，操作系统会根据其空间需求来分配一页或多页的空间。
此管理方式的主要优点是可有效地利用主存储器，因为在这种情况下，内存中只有进程所需的部分被加载。
这意味着，对于较大的程序，它们不需要一次性将整个程序加载到内存中，而只需要加载所需的部分。
因此，更多的程序可以同时运行，从而提高了系统的效率。
此外，请求分页存储管理方式还可以提高系统的灵活性。
进程可以根据其存储需求请求不同数量的页面，这意味着，系统可以动态地分配存储空间，以满足进程的需求。
总的来说，请求分页存储管理方式是一种高效、可扩展的管理方式，它可以提高系统的效率和灵活性，使多个进程可以同时运行，从而提高系统的性能。
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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。
段表机制说明：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。
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：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。
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。
共享段的分配和回收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。
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∶=count—1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∶=count—1（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）count< >0 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：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。
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。
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：2^16B。
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：a[100][200]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++)a[i][j]=i*j;程序二：for (j=0;j<=199;j++)for (i=0;i<=99;i++)a[i][j]=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 在页式虚存管理系统中，假定驻留集为m个页（初始所有页均为空），在长为p的引用串中具有n个不同页号（n＞m），对于FIFO、LRU两种页面置换算法，试给出页故障数的上限和下限，并举例说明理由。
对于FIFO，页故障数的上限是P，下限是n，因为FIFO淘汰掉最先进来的页，而不管其页面以后是否会用到。
极端情况下，可能刚淘汰掉的页又接着要使用。
故页故障上限为P；而不同的页至少有一次页故障，故下项为n。
对于LRU页故障数上限为P，下限为n，因为同样可能刚淘汰掉的页又要用到，导致淘汰掉接下来要用到的页，故页故障数上限是P，而n个不同页数必然至少一次面面失效，故下限为n。
29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4KB×4=16KB。
（2）页表为：所以，该作业各页在内存的起始地址为：第0页起始地址为：4K×2=8K第1页起始地址为：4K×4=16K第2页起始地址为：4K ×1=4K 第3页起始地址为：4K ×6=24K（3） 逻辑地址[0，100]的内存地址为 4K ×2+100=8192+100=8292 逻辑地址[1，50]的内存地址为4K ×4+50=16384+50=16434 逻辑地址[2，0]的内存地址为 4K ×1+0=4096 逻辑地址[3，60]的内存地址为4K ×6+60=24K+60=2463630 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]，逻辑地址[0，65]：对应的主存地址为600+65=665。