存儲管理市公開課一等獎省賽課獲獎課件

第四章存放器管理引言4.1程序裝入和鏈接4.2連續(xù)分配方式4.3基本分頁存放管理方式4.4基本分段存放管理方式4.5虛擬存放器基本概念4.6請求分頁存放管理方式4.7頁面置換算法4.8請求分段存放管理方式存儲管理第1頁存放組織存放器功效是保留數(shù)據(jù)，存放器發(fā)展方向是高速、大容量和小體積。內(nèi)存在訪問速度方面發(fā)展：DRAM、SDRAM、DDR、DRDRAM、DDR2、XDR、SRAM等；硬盤技術(shù)在大容量方面發(fā)展：接口標準、存放密度等；存放組織是指在存放技術(shù)和CPU尋址技術(shù)許可范圍內(nèi)組織合理存放結(jié)構(gòu)。其依據(jù)是訪問速度匹配關(guān)系、容量要求和價格?！按娣牌?內(nèi)存-外存”結(jié)構(gòu)“存放器-緩存-內(nèi)存-外存”結(jié)構(gòu)；存儲管理第2頁存放層次結(jié)構(gòu)快速緩存：SRAM內(nèi)存：DRAM,SDRAM,DDR,DRDRAM、DDR2、XDR等；外存：軟盤、硬盤、光盤、磁帶等；微機中存放層次組織：訪問速度越慢，容量越大，價格越廉價；最正確狀態(tài)應是各層次存放器都處于均衡繁忙狀態(tài)；存儲管理第3頁存放管理功效存放分配和回收：分配和回收算法及對應數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。地址變換：可執(zhí)行文件生成中鏈接技術(shù)程序加載(裝入)時重定位技術(shù)進程運行時硬件和軟件地址變換技術(shù)和機構(gòu)存放共享和保護：代碼和數(shù)據(jù)共享地址空間訪問權(quán)限（讀、寫、執(zhí)行）存放器擴充：存儲管理第4頁重定位：實現(xiàn)邏輯地址（相對地址）到物理地址（絕對地址）映射。邏輯地址：應用程序經(jīng)編譯后形成目標程序，再經(jīng)過鏈接后形成可裝入程序，這些程序地址都是從0開始，程序中其它地址都是相對于起始地址計算，這些地址為相對地址。物理地址：主存中一系列存放信息物理單元地址。重定位概念存儲管理第5頁4.1程序裝入和鏈接編輯―――編譯―――鏈接―――裝入―――運行存儲管理第6頁4.1.1程序裝入1、絕對裝入：編譯后，裝入前已產(chǎn)生了絕對地址（內(nèi)存地址），裝入時不再作地址重定位。絕對地址產(chǎn)生：（1）由編譯器完成，（2）由程序員編程完成。對（1）而言，編程用符號地址。2、可重定位裝入；靜態(tài)重定位：地址轉(zhuǎn)換在裝入時一次完成，由軟件實現(xiàn)（重定位裝入程序完成）。缺點：不允許程序在運行中在內(nèi)存中移動位置。存儲管理第7頁0100025005000LOAD1,2500LOAD1,250036536510000110001250015000作業(yè)地址空間內(nèi)存空間圖4-2存儲管理第8頁3.動態(tài)運行時裝入在裝入后不能移動，該情況普通在執(zhí)行時才完成相對——絕對地址轉(zhuǎn)換且有硬件支持,能確保進程可移動性。存儲管理第9頁4.1.2程序鏈接1、靜態(tài)鏈接a．對相對地址修改b．變換外部調(diào)用符號2、裝入時動態(tài)鏈接a.便于修改和更新b.便于實現(xiàn)對目標模塊共享3、運行時動態(tài)鏈接存儲管理第10頁模塊ACALLB;RETURN模塊BCALLC;RETURN模塊CRETURN0L-10M-10N-1(a)目標模塊模塊AJSRL;RETURN模塊BJSRL+M;RETURN模塊CRETURN0L-1LL+M-1L+ML+M+N-1(b)裝入模塊存儲管理第11頁4.2連續(xù)分配方式單一連續(xù)分配用于單用戶，單任務中分區(qū)式分配固定式可變式可重定位分區(qū)分配存儲管理第12頁4.2.1單一連續(xù)分區(qū)內(nèi)存分為兩個區(qū)域：系統(tǒng)區(qū)，用戶區(qū)。應用程序裝入到用戶區(qū)，可使用用戶區(qū)全部空間。最簡單，適合用于單用戶、單任務OS。優(yōu)點：易于管理。缺點：對要求內(nèi)存空間少程序，造成內(nèi)存浪費；程序全部裝入，極少使用程序部分也占用內(nèi)存。存儲管理第13頁4.2.2固定分區(qū)特點：有n個分區(qū)，則可同時裝入n個作業(yè)/任務。一、分區(qū)大?。合嗟?不相等：不相等利用率更高。二、內(nèi)存分配：數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)將分區(qū)按大小排序，并將其地址、分配標識作統(tǒng)計例：dosMCB三、特點：簡單，有碎片（內(nèi)零頭）存儲管理第14頁分區(qū)說明表分區(qū)號大?。↘)起址（K）狀態(tài)11220已分配23232已分配36464已分配4128128已分配存儲管理第15頁操作系統(tǒng)作業(yè)A作業(yè)B作業(yè)C24K32K64K128K256K~~~~分配情況存儲管理第16頁4.2.3可變式分區(qū)一、數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)1．空閑分區(qū)表2．空閑分區(qū)鏈前向指針N個字節(jié)可用后向指針N+2N+20（分配標識）0存儲管理第17頁二、分配算法1．首次適應算法FF。要求：分區(qū)按低址――高址鏈接特點：找到第一個大小滿足分區(qū)，劃分。有外零頭，低址內(nèi)存使用頻繁。2．循環(huán)首次適應算法。從1中上次找到空閑分區(qū)下一個開始查找。特點：空閑分區(qū)分布均勻，提升了查找速度；缺乏大空閑分區(qū)。3．最正確適應算法分區(qū)按大小遞增排序；分區(qū)釋放時需插入到適當位置。存儲管理第18頁三、分區(qū)分配分配算法存儲管理第19頁F1回收區(qū)回收區(qū)F2F1回收區(qū)F24-7內(nèi)存回收時情況回收：（1）上鄰空閑區(qū)：合并，改大?。?）下鄰空閑區(qū)：合并，改大小，首址。（3）上、下鄰空閑區(qū)：合并，改大小。（4）不鄰接，則建立一新表項。存儲管理第20頁例：在計算機系統(tǒng)中,按地址排列內(nèi)存中空閑區(qū)大小是:10K,4K,20K,18K,7K,9K,12K,15K,對于連續(xù)段請求:12K,10K,9K.使用循環(huán)適應算法和最正確適應算法將找出哪些空閑區(qū)?解：循環(huán)適應算法：20K,18K,9K最正確適應算法：12K,10K,9K存儲管理第21頁4.2.4可重定位分區(qū)分配1.動態(tài)重定位引入連續(xù)式分配中，總量大于作業(yè)大小多個小分區(qū)不能容納作業(yè)。緊湊經(jīng)過作業(yè)移動將原來分散小分區(qū)拼接成一個大分區(qū)。作業(yè)移動需重定位。是動態(tài)（因作業(yè)已經(jīng)裝入）存儲管理第22頁緊湊存儲管理第23頁2、動態(tài)重定位實現(xiàn)load1,2500365load1,25003650100250050002500100001000010100+1250015000作業(yè)J處理機一側(cè)存放器一側(cè)重定位存放器相對地址存儲管理第24頁圖4.10動態(tài)分區(qū)分配算法存儲管理第25頁4.2.5對換1對換引入將阻塞進程，暫時不用程序，數(shù)據(jù)換出。將具備運行條件進程換入。類型：整體對換：進程對換，處理內(nèi)存擔心部分對換：頁面對換/分段對換：提供虛存支持2對換空間管理外存對換區(qū)比文件區(qū)側(cè)重于對換速度。所以，對換區(qū)普通采取連續(xù)分配。采取數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和分配回收類似于可改變分區(qū)分配。存儲管理第26頁3換出與換入換出1．選出被換出進程： 原因：優(yōu)先級，駐留時間，進程狀態(tài)2．換出過程：對于共享段：計數(shù)減1，是0則換出，不然不換修改PCB和MCB（或內(nèi)存分配表）換入：1．選擇換入進程：優(yōu)先級，換出時間等。2．申請內(nèi)存。3．換入存儲管理第27頁4.3基本分頁存放管理連續(xù)分配引發(fā):碎片碎片問題處理：緊湊方式消耗系統(tǒng)開銷。離散分配分頁、分段、段頁存儲管理第28頁1.頁面頁面和物理塊：邏輯空間和內(nèi)存空間頁面大小頁太大，頁內(nèi)碎片大。頁太小：頁表可能很長，換入/出效率低2.地址結(jié)構(gòu)31 1211 0邏輯地址A；頁大小L；頁內(nèi)偏移d 4.3.1頁面與頁表頁號P位移W存儲管理第29頁例：L=1000B，則第0頁對應0-999，第1頁對應1000-1999。設(shè)A=3456，則P=INT[3456/1000]=3，d=[3456]mod1000=456故A=3456→（3，456）

普通來說，頁面尺寸應該是2冪。這么優(yōu)點是能夠省去除法，由硬件自動把地址場中數(shù)拆成兩部分來決定對應頁號和頁內(nèi)地址。例：頁大小為1KB，則邏輯地址4101頁號、頁內(nèi)地址可這么定：1K=1024=210(頁內(nèi)地址位數(shù)為10)4101=212+22+20，邏輯地址字以下：0001000000000101頁號頁內(nèi)地址故A=4101→（4，5）存儲管理第30頁3.頁表0頁1頁2頁3頁4頁5頁n頁021326384950123456789用戶程序頁表頁號塊號內(nèi)存存儲管理第31頁4.2地址變換機構(gòu)基本任務：邏輯地址——物理地址映射。

頁號→塊號經(jīng)過頁表來完成頁內(nèi)地址→塊內(nèi)地址無需轉(zhuǎn)換一、基當?shù)刂纷儞Q機構(gòu)： 越界保護每個進程對應一頁表，其信息（如長度、始址）放在PCB中，執(zhí)行時將其首地址裝入頁表存放器。存儲管理第32頁存儲管理第33頁

需要考慮問題：頁表放在哪里？整個系統(tǒng)頁表空間有多大？直接映像分頁系統(tǒng)對系統(tǒng)效能不利影響？（影響執(zhí)行速度，因為CPU最少要訪問兩次主存才能存取到所要數(shù)據(jù)）

基本地址變換機構(gòu)①頁表駐留在內(nèi)存中。②系統(tǒng)中設(shè)置一個頁表存放器存放頁表在內(nèi)存中始址和頁表長度。③缺點：兩次訪問主存，速度降低近1/2存儲管理第34頁2.含有快表地址變換機構(gòu)不具快表，則需兩次訪問內(nèi)存。（1）訪頁表（2）得到絕對地址內(nèi)容有快表，速度提升?？毂碣F，不能太多。存儲管理第35頁2.含有快表地址變換機構(gòu)存儲管理第36頁

例：有一頁式系統(tǒng)，其頁表存放在主存中：①假如對主存一次存取需要1.5μs,試問實現(xiàn)一次頁面訪問存取時間是多少?②假如系統(tǒng)加有快表,平均命中率為85%,當頁表項在快表中時,其查找時間忽略為0,試問此時存取時間是多少?存儲管理第37頁答：若頁表存放在主存中，則要實現(xiàn)一次頁面訪問需兩次訪問主存：一次是訪問頁表，確定所存取頁面物理地址（稱為定位）。第二次才依據(jù)該地址存取頁面數(shù)據(jù)?！鲰摫碓谥鞔娲嫒≡L問時間=1.5*2=3(μs)■增加緊表后存取訪問時間=0.85*1.5+(1-0.85)*2*1.5=1.725(μs)存儲管理第38頁4.3.3兩級和多級頁表頁表可能很大，將其離散存放在不一樣頁塊中。建一“外部頁表”來管理這些離散頁表塊。相當于單級頁表中頁表存放器，普通應常駐內(nèi)存。每項統(tǒng)計頁表始址，且增加存在位。64位機器頁表普通>3級，最外層頁表常駐。存儲管理第39頁存儲管理第40頁存儲管理第41頁1.某系統(tǒng)采取頁式存放管理策略，擁有邏輯空間32頁，每頁2K，擁有物理空間1M。（1）寫出邏輯地址格式。（2）若不考慮訪問權(quán)限等，進程頁表有多少項？每項最少有多少位？（3）假如物理空間降低二分之一，頁表結(jié)構(gòu)應對應作怎樣改變？2.已知某分頁系統(tǒng)，主存容量為64K，頁面大小為1K，對一個4頁大作業(yè)，其0、1、2、3頁分別被分配到主存2、4、6、7塊中。（1）將十進制邏輯地址1023、2500、3500、4500轉(zhuǎn)換成物理地址。（2）以十進制邏輯地址1023為例畫出地址變換過程圖。練習：存儲管理第42頁1.(1)系統(tǒng)擁有邏輯地址空間32頁，則邏輯地址中頁號需用5位描述；每頁2K，則頁內(nèi)地址用11位描述。（2）進程頁表項數(shù)為32，另外頁表項中只給出頁所對應物理塊號，1M物理空間可分為29個內(nèi)存塊，故每個頁表項最少有9位。（3）假如物理空間降低二分之一，則頁表中頁表項數(shù)不變，每項長度可降低1位。存儲管理第43頁2.(1)邏輯地址1023：1023/1024，得頁號0，頁內(nèi)地址1023，查頁表對應塊號2，故物理地址為2*1024+1023=3071邏輯地址2500：2500/1024，得頁號2，頁內(nèi)地址452，查頁表對應塊號6，故物理地址為6*1024+452=6596邏輯地址3500：3500/1024，得頁號3，頁內(nèi)地址428，查頁表對應塊號7，故物理地址為7*1024+428=7596邏輯地址4500：4500/1024，得頁號4，頁內(nèi)地址404，因頁號大于頁表長度產(chǎn)生越界中止。存儲管理第44頁4.4基本分段存放管理4.4.1引入

每個段可有其邏輯意義及功效，使得便于（1）方便編程；（2）分段共享；（3）分段保護；（4）動態(tài)鏈接；（5）動態(tài)增加；（如數(shù)據(jù)段增加）存儲管理第45頁4.4.2分段系統(tǒng)基本原理

分段基本思想：按程序邏輯結(jié)構(gòu)，將程序地址空間劃分為若干段，各段大小可不相同。在進行存放分配時，以段為單位，這些段在內(nèi)存中能夠不相鄰接。分段地址中地址含有以下結(jié)構(gòu)：段號段內(nèi)地址31161502.段表

存儲管理第46頁圖4-16利用段表實現(xiàn)地址映射存儲管理第47頁圖4-17分段系統(tǒng)地址變換過程3.地址變換機構(gòu)

存儲管理第48頁4.分頁和分段主要區(qū)分

（1）頁是信息物理單位，段是邏輯單位（2）頁長度固定，段長度不固定（由用戶指定）（3）一維與二維存儲管理第49頁4.4.3信息共享

圖4-18分頁系統(tǒng)中共享editor示意圖存儲管理第50頁圖4-19分段系統(tǒng)中共享editor示意圖存儲管理第51頁段式管理優(yōu)缺點優(yōu)點：程序各段可獨立編譯（修改一個過程不會影響其它無關(guān)過程）可采取不一樣保護辦法（段只包含一個類型對象，能夠有針對這種特定類型適當保護）便于共享一些段（常見例子是共享庫，如圖形庫）缺點：段長受限制（段長不定會出現(xiàn)空閑區(qū)上內(nèi)存浪費）段是作為一個整體調(diào)入調(diào)出，操作時間長存儲管理第52頁4.4.4段頁式存放管理方式

基本原理面對用戶程序地址空間，采取段式分割內(nèi)存分為長度相等若干塊將每段劃分為頁，也常與內(nèi)存塊相等

分頁優(yōu)點：提升內(nèi)存利用率分段優(yōu)點：方便用戶，易于共享，保護，動態(tài)鏈接。存儲管理第53頁圖4-20作業(yè)地址空間和地址結(jié)構(gòu)存儲管理第54頁圖4-21利用段表和頁表實現(xiàn)地址映射存儲管理第55頁2.地址變換過程

圖4-22段頁式系統(tǒng)中地址變換機構(gòu)存儲管理第56頁例：對于下表所表示段表，請將邏輯地址（0，137），（1，4000），（2，3600），（5，230）轉(zhuǎn)換成物理地址。段號基址段長050K10K160K3K270K5K3120K8K存儲管理第57頁4.5虛擬存放器基本概念

4.5.1虛擬存放器引入1.常規(guī)存放器管理方式特征一次性（指全部裝入）。

(2)駐留性（指駐留在內(nèi)存不換出）。

存儲管理第58頁2.局部性原理時間局部性：如循環(huán)執(zhí)行空間局部性：如次序執(zhí)行。3.虛擬存放器含有請求調(diào)入功效和置換功效，能從邏輯上對內(nèi)存容量進行擴充一個存放系統(tǒng)。實質(zhì)：以時間換空間，但時間犧牲不大。存儲管理第59頁4.5.2虛擬存放器實現(xiàn)方式需要動態(tài)重定位一、請求分頁系統(tǒng)以頁為單位轉(zhuǎn)換需硬件：（1）請求分頁頁表機制（2）缺頁中止（3）地址變換機構(gòu)需實現(xiàn)請求分頁機制軟件（置換軟件等）存儲管理第60頁二、請求分段系統(tǒng)以段為單位轉(zhuǎn)換:（1）請求分段段表結(jié)構(gòu)（2）缺段中止（3）地址變換機構(gòu)需實現(xiàn)請求分段機制軟件（置換軟件等）存儲管理第61頁4.5.3虛存特征1．離散性：部分裝入 （若連續(xù)則不可能提供虛存），無法支持大作業(yè)小內(nèi)存運行2．屢次性：局部裝入，屢次裝入。3．對換性：4．虛擬性.存儲管理第62頁4.6請求分頁存放管理方式

4.6.1請求分頁中硬件支持

1.頁表機制

頁號物理塊號狀態(tài)位P訪問字段A修改位M外存地址存儲管理第63頁2.缺頁中止機構(gòu)

圖4-23包括6次缺頁中止指令缺頁中止機構(gòu)：可在指令執(zhí)行期間產(chǎn)生，轉(zhuǎn)入缺頁中止處理程序。存儲管理第64頁3.地址變換機構(gòu)

圖4-24請求分頁中地址變換過程存儲管理第65頁4.6.2內(nèi)存分配策略和分配算法一、最小物理塊數(shù)不一樣作業(yè)要求不一樣。如：允許間接尋址：則最少要求3個物理塊。MovA,[B]存儲管理第66頁二、頁面分配和置換策略。1．固定分配局部置換。缺點：難以確定固定分配頁數(shù).(少：置換率高;多：浪費)2.可變分配全局置換3.可變分配局部置換依據(jù)進程缺頁率進行頁面數(shù)調(diào)整，進程之間相互不會影響。存儲管理第67頁三、分配算法

1．平均分配算法2．按進程大小百分比分配算法：3．考慮優(yōu)先權(quán)分配算法存儲管理第68頁4.6.3頁面調(diào)入策略1.調(diào)入時機：預調(diào)：（依據(jù)空間局部性）當前：成功率≤50％請求調(diào)入：較費系統(tǒng)開銷各有優(yōu)劣2．從何處調(diào)頁：對換區(qū)：全部從對換區(qū)調(diào)入所需頁面， 快文件區(qū)：修改過頁面換出到對換區(qū)， 稍慢UNIX方式：未運行過頁面，都應從文件區(qū)調(diào)入。曾經(jīng)運行過但又被換出頁面，從對換區(qū)調(diào)入。對共享頁，應判斷其是否在內(nèi)存區(qū)。3.頁面調(diào)入過程存儲管理第69頁4.7頁面置換算法4.7.1最正確置換算法和先進先出置換算法

1.最正確(Optimal)置換算法

最正確置換算法是由Belady于1966年提出一個理論上算法。其所選擇被淘汰頁面，將是以后永不使用，或許是在最長(未來)時間內(nèi)不再被訪問頁面。存儲管理第70頁

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

圖4-25利用最正確頁面置換算法時置換圖存儲管理第71頁2.先進先出(FIFO)頁面置換算法圖4-26利用FIFO置換算法時置換圖存儲管理第72頁4.7.2最近最久未使用(LRU)置換算法1.LRU(LeastRecentlyUsed)置換算法描述

圖4-27LRU頁面置換算法存儲管理第73頁2.LRU置換算法硬件支持

1)存放器為了統(tǒng)計某進程在內(nèi)存中各頁使用情況，須為每個在內(nèi)存中頁面配置一個移位存放器，可表示為

R=Rn-1Rn-2Rn-3…R2R1R0

存儲管理第74頁圖4-28某進程含有8個頁面時LRU訪問情況存儲管理第75頁2)棧

圖4-29用棧保留當前使用頁面時棧改變情況存儲管理第76頁4.7.3Clock置換算法

1.簡單Clock置換算法

圖4-30簡單Clock置換算法流程和示例存儲管理第77頁2.改進型Clock置換算法

由訪問位A和修改位M能夠組合成下面四種類型頁面：1類(A=0,M=0):表示該頁最近既未被訪問，又未被修改，是最正確淘汰頁。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。存儲管理第78頁

其執(zhí)行過程可分成以下三步：(1)從指針所指示當前位置開始，掃描循環(huán)隊列，尋找A=0且M=0第一類頁面，將所碰到第一個頁面作為所選中淘汰頁。在第一次掃描期間不改變訪問位A。(2)假如第一步失敗，即查找一周后未碰到第一類頁面，則開始第二輪掃描，尋找A=0且M=1第二類頁面，將所碰到第一個這類頁面作為淘汰頁。在第二輪掃描期間，將全部掃描過頁面訪問位都置0。(3)假如第二步也失敗，亦即未找到第二類頁面，則將指針返回到開始位置，并將全部訪問位復0。然后重復第一步，假如仍失敗，必要時再重復第二步，此時就一定能找到被淘汰頁。

存儲管理第79頁

4.7.4請求分頁系統(tǒng)性能分析

請求分頁系統(tǒng)是當前最慣用一個存放方式，但運行中產(chǎn)生缺頁情況會影響速度和系統(tǒng)性能，而缺頁率高低往往與進程所占用物理塊數(shù)相關(guān)。所以本節(jié)分析缺頁率對系統(tǒng)性能影響，以及應為每個進程所分配物理塊數(shù)目。1.缺頁率與有效訪問時間

有效訪問時間=(1-p)*t+p*f

其中：p為缺頁率，t為內(nèi)存訪問時間，f為缺頁中止時間存儲管理第80頁說明：當代計算機系統(tǒng)，內(nèi)存訪問時間在10ns到數(shù)百ns之間。(以100ns為例計算）缺頁中止時間包含三部分：（1）缺頁中止服務時間；（2）將缺頁讀入時間；（3）進程重新執(zhí)行時間。因為CPU時間很快，所以（1）（3）能夠不超出1ms；（2）則包含尋道時間、旋轉(zhuǎn)時間和數(shù)據(jù)傳送時間，大致需要24ms。代入上式得：

有效訪問時間=（1-p）*0.1(μs)+p*25000(μs)=0.1+24999.9*p假如缺頁率p=0.001（即在1000次頁面訪問中，僅發(fā)生一次缺頁）則有效訪問時間約為25μs，與無缺頁相比，速度降低至1/250。存儲管理第81頁假如希望在缺頁時有效訪問時間延長不超出10%，則有0.11>0.1+24999.9*p則p<0.01/24999.9=0.0000004

結(jié)論：有效訪問時間直接百分比與缺頁率，改進請求分頁系統(tǒng)性能，需要保持非常低缺頁率，同時提升I/O速度。存儲管理第82頁2.抖動——是這么一個系統(tǒng)狀態(tài)，即系統(tǒng)花在頁面替換上時間遠遠大于執(zhí)行進程時間。抖動產(chǎn)生原因：因為分配給進程頁面數(shù)大小少于進程所需要最低頁面數(shù)，造成出現(xiàn)接連不停缺頁中止，引發(fā)抖動。

CPU利用率與多道程序度關(guān)系：多道程序度指在內(nèi)存中并發(fā)執(zhí)行程序數(shù)目。二者關(guān)系以下：在低度情況下，CPU利用率呈線性改變關(guān)系。伴隨度上升，CPU利用率也逐步上升，最終上升到一個最大值，若在這種情況下，深入增加度，則系統(tǒng)發(fā)生抖動，且CPU利用率將快速惡化。結(jié)論：系統(tǒng)能夠利用CPU利用率與多道程序度進行比較方法檢測抖動，一旦發(fā)生抖動，能夠經(jīng)過降低多道程序度方法來消除。存儲管理第83頁例：考慮一個請求分頁系統(tǒng)，它采取全局置換策略和平均分配內(nèi)存塊算法（即若有m個內(nèi)存塊和n個進程，則每個進程分得m/n個內(nèi)存塊）。假如該系統(tǒng)測得以下CPU和對換盤利用率，請問能否用增加多道程序度數(shù)來增加CPU利用率？為何？（1）CPU利用率為13%，盤利用率為97%；（2）CPU利用率為87%，盤利用率為3%；（1）CPU利用率為13%，盤利用率為3%；存儲管理第84頁答：（1）此時發(fā)生抖動現(xiàn)象。增加多道程序度會深入增加缺頁率，使系統(tǒng)性能深入惡化，所以不能用增加多道程序度數(shù)來增加CPU利用率。（2）CPU利用率已經(jīng)相當高，盤利用率卻相當?shù)?，即進程缺頁率很低，此時應適當增加多道程序度數(shù)來增加CPU利用率。（3）CPU利用率相當?shù)?，盤利用率也相當?shù)?，表示?nèi)存中可運行程序數(shù)不足，此時應增加多道程序度數(shù)來增加CPU利用率。存儲管理第85頁4.8請求分段存放管理方式

4.8.1請求分段中硬件支持

1.段表機制段名段長段基址存取方式訪問字段A修改位M存在位P增補位外存始址存儲管理第86頁

在段表項中，除了段名(號)、段長、段在內(nèi)存中起始地址外，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。存儲管理第87頁2.缺段中止機構(gòu)

圖4-31請求分段系統(tǒng)中中止處理過程存儲管理第88頁3.地址變換機構(gòu)

圖4-32請求分段系統(tǒng)地址變換過程存儲管理第89頁4.8.2分段共享與保護

1.共享段表

圖4-33共享段表項存儲管理第90頁2.共享段分配與回收

1)共享段分配在為共享段分配內(nèi)存時，對第一個請求使用該共享段進程，由系統(tǒng)為該共享段分配一物理區(qū)，再把共享段調(diào)入該區(qū)，同時將該區(qū)始址填入請求進程段表對應項中，還須在共享段表中增加一表項，填寫相關(guān)數(shù)據(jù)，把count置為1；之后，當又有其它進程需要調(diào)用該共享段時，因為該共享段已被調(diào)入內(nèi)存，故此時無須再為該段分配內(nèi)存，而只需在調(diào)用進程段表中，增加一表項，填寫該共享段物理地址；在共享段段表中，填上調(diào)用進程進程名、存取控制等，再執(zhí)行count∶=count+1操作，以表明有兩個進程共享該段。存儲管理第91頁

2)共享段回收當共享此段某進程不再需要該段時，應將該段釋放，包含撤在該進程段表中共享段所對應表項，以及執(zhí)行count∶=count-1操作。若結(jié)果為0，則須由系統(tǒng)回收該共享段物理內(nèi)存，以及取消在共享段表中該段所對應表項，表明此時已沒有進程使用該段；不然(減1結(jié)果不為0)，則只是取消調(diào)用者進程在共享段表中相關(guān)統(tǒng)計。存儲管理第92頁3.分段保護

越界檢驗2)存取控制檢驗※只讀※只執(zhí)行※讀/寫3)環(huán)境保護護機構(gòu)※一個程序能夠訪問駐留在相同環(huán)或較低特權(quán)環(huán)中數(shù)據(jù)?！粋€程序能夠調(diào)用駐留在相同環(huán)或較高特權(quán)環(huán)中服務。

存儲管理第93頁經(jīng)典問題分析：1。設(shè)作業(yè)Ａ頁面映象表以下列圖所表示：（一頁=1KB）頁號 塊號 中止位訪問位修改位輔存地址０ ８ １ １１１０００１ ５ １００３０００２ ７ １１０５０００３ ０００８０００問：①指出頁表中中止位、訪問位、修改位、輔存地址含義？②當執(zhí)行到１０００單元指令“ＬＯＡＤ１，１８００”時，系統(tǒng)是怎樣進行地址變換（即１８００在主存哪個單元中）③當執(zhí)行到１５００單元指令（ＬＯＡＤ１，３６００）時，會發(fā)生什么現(xiàn)象？存儲管理第94頁（1）中止位：也稱狀態(tài)位，表示該頁是否已調(diào)入內(nèi)存；訪問位：統(tǒng)計本頁在一段時間內(nèi)被訪問次數(shù)；修改位：表示該頁調(diào)入內(nèi)存后是否修改過；輔存地址：指出該頁在輔存上地址。（2）設(shè)頁號為P，頁內(nèi)地址為d，邏輯地址為A，頁面大小為L，則：P=INT[A/L]d=[A]modL當執(zhí)行到１０００單元指令“ＬＯＡＤ１，１８００”時，系統(tǒng)地址變換以下：L=1024B，A=1800，則P=INT[1800/1024]=1，d=[1800]mod1024=776故A=1800→（1，776）查頁表第1頁在第5塊，所以物理地址為：5896存儲管理第95頁(3)當執(zhí)行到１５００單元指令（ＬＯＡＤ１，３６００）時，系統(tǒng)地址變換以下：L=1024B，A=3600，則P=INT[3600/1024]=3，d=[3600]mod1024=528故A=3600→（3，528）查頁表第3頁未調(diào)入內(nèi)存，所以產(chǎn)生缺頁中止，從輔存8000位置將該頁調(diào)入。存儲管理第96頁2.有一個二維數(shù)組：VarA:AR