第5章虚拟存储器

1、5 5 虚拟存储器管理虚拟存储器管理n前面介绍的分区（固定分区和可变分区）存储前面介绍的分区（固定分区和可变分区）存储管理和分页、分段存储管理技术，都要求作业管理和分页、分段存储管理技术，都要求作业在执行之前必须将其全部信息装入内存，并且在执行之前必须将其全部信息装入内存，并且作业的逻辑地址空间不能比内存空间大，否则作业的逻辑地址空间不能比内存空间大，否则该作业就无法装入内存。该作业就无法装入内存。n为了解决大作业与小内存的矛盾，人们采用了为了解决大作业与小内存的矛盾，人们采用了虚拟存储管理技术虚拟存储管理技术，对内存在逻辑上进行扩充。，对内存在逻辑上进行扩充。5 5 虚拟存储器虚拟存储器n基

2、本实现思想基本实现思想n技术支持技术支持n内存物理页面分配方式内存物理页面分配方式n调页策略调页策略n缺页中断的处理过程缺页中断的处理过程n页面置换算法页面置换算法5 5 虚拟存储器管理虚拟存储器管理n 引入：常规方式下引入：常规方式下“一次性一次性”和和“驻留性驻留性” 依据：程序局部性依据：程序局部性 含义：虚拟存储器含义：虚拟存储器 特征：多次性、对换性、虚拟性特征：多次性、对换性、虚拟性 实现方法：虚拟页式、虚拟段式、虚拟段页式实现方法：虚拟页式、虚拟段式、虚拟段页式局部性原理：局部性原理：n程序在执行时将呈现局部性规律，即在一较短程序在执行时将呈现局部性规律，即在一较短的时间内，程序

3、的执行仅局限于某个部分，它的时间内，程序的执行仅局限于某个部分，它所访问的存储空间也局限于某个区域。所访问的存储空间也局限于某个区域。n局限性又表现在下述两个方面：局限性又表现在下述两个方面：时间局时间局部部性性和和空间局空间局部部性性局部性原理：局部性原理：n时间局时间局部部性：性：如果程序中的某条指令一旦执行，如果程序中的某条指令一旦执行，则不久以后该可能再次执行；如果某数据被访则不久以后该可能再次执行；如果某数据被访问过，则不久以后该数据可能再次被访问。产问过，则不久以后该数据可能再次被访问。产生时间局限性的典型原因是程序中存在着大量生时间局限性的典型原因是程序中存在着大量的循环操作。的

4、循环操作。n空间局空间局部部性：性：一旦程序访问了某个存储单元，一旦程序访问了某个存储单元，则不久后，其附近的存储单元也将被访问，即则不久后，其附近的存储单元也将被访问，即程序在一段时间内访问的地址，可能集中在一程序在一段时间内访问的地址，可能集中在一定的范围内，其典型情况是程序的顺序执行。定的范围内，其典型情况是程序的顺序执行。5.15.1虚拟存储器的概念虚拟存储器的概念n基于程序的局部性考虑，就没有必要把一个作基于程序的局部性考虑，就没有必要把一个作业全部都调入内存再执行，而只需把当前运行业全部都调入内存再执行，而只需把当前运行所需要的信息放入内存，其余根据需要，所需要的信息放入内存，其余

5、根据需要，由操由操作系统和硬件配合来完成主存和辅存之间信息作系统和硬件配合来完成主存和辅存之间信息的调度。的调度。n这样的计算机系统好像为用户提供了一个比实这样的计算机系统好像为用户提供了一个比实际容量大得多的一个内存，称为际容量大得多的一个内存，称为虚拟存储器虚拟存储器。5.15.1虚拟存储器的概念虚拟存储器的概念所谓虚拟存储器，所谓虚拟存储器， 是指具有请求调入功能和置换功是指具有请求调入功能和置换功能，能， 能从逻辑上对内存容量加以扩充的一种存储器能从逻辑上对内存容量加以扩充的一种存储器系统系统其逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定，其其逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定，其运行速

6、度接近于内存，而每位的成本又接近于外存。运行速度接近于内存，而每位的成本又接近于外存。虚拟存储技术是一种性能优越的存储器管理技术，虚拟存储技术是一种性能优越的存储器管理技术，故被广泛地应用于大、故被广泛地应用于大、 中、中、 小型机器和微型机中。小型机器和微型机中。 5.25.2虚拟存储器的实现方法虚拟存储器的实现方法n基本思想：基本思想： 部分页面在内存，部分在外存上（程序部分页面在内存，部分在外存上（程序部分装入），当访问到不在内存页时，产部分装入），当访问到不在内存页时，产生缺页中断，由生缺页中断，由OSOS负责进行页面的动态调负责进行页面的动态调度。度。n 需要考虑的问题：需要考虑的问

7、题： （1）进程访问的页不在内存时，何时调页？）进程访问的页不在内存时，何时调页？ （ 2）需要调页时，内存无空闲页面怎么办？）需要调页时，内存无空闲页面怎么办？必须建立在离散分配的内存管理技术基础上。必须建立在离散分配的内存管理技术基础上。请求分页系统请求分页系统 基本分页系统基本分页系统 + 请求调页功能请求调页功能 + 页面置换功能页面置换功能 页式虚拟存储系统页式虚拟存储系统 硬件支持：请求分页的页表机制、缺页中断机构、动硬件支持：请求分页的页表机制、缺页中断机构、动态地址变换机构。态地址变换机构。 软件支持：请求分页、页面置换软件支持：请求分页、页面置换5.25.2虚拟存储器的实现方

8、法虚拟存储器的实现方法1、硬件支持 请求分页的页表机制，它是在纯分页的页表机制上增加若干项而形成的，作为请求分页的数据结构； 缺页中断机构，即每当用户程序要访问的页面尚未调入内存时，便产生一缺页中断，以请求OS将所缺的页调入内存； 地址变换机构，它同样是在纯分页地址变换机构的基础上发展形成的。 5.3 5.3 请求式分页存储管理方式请求式分页存储管理方式5.3 5.3 请求式分页存储管理方式请求式分页存储管理方式1) 一般来说，一个页表包括以下信息：一般来说，一个页表包括以下信息：(1) 状态位：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考。(2) 访问字段：用于记录本页是否被访问，供选择换出

9、页面时参考。(3) 修改位：表示该页在调入内存后是否被修改过，供置换页面时参考。(4) 外存地址：用于指出该页在外存上的地址，通常是物理块号，供调入该页时参考。 2）缺页中断机构缺页中断机构n缺页中断与一般中断的区别：缺页中断与一般中断的区别：n在指令执行期间产生和处理中断信号。n一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。5.3 5.3 请求式分页存储管理方式请求式分页存储管理方式 涉及6次缺页中断的指令 654321A:B:Copy Ato B指令指令3） 地址地址变换变换机构机构2、内存分配策略和分配算法内存分配策略和分配算法 （1） 最小物理块数的确定最小物理块数的确定 是指能保证进程正

10、常运行所需的最小物理是指能保证进程正常运行所需的最小物理块数。块数。u 当系统为进程分配的物理块数少于此值时，进程将当系统为进程分配的物理块数少于此值时，进程将无法运行。无法运行。u 当系统为进程分配的物理块数过多时，影响并发进当系统为进程分配的物理块数过多时，影响并发进程数，内存利用率降低程数，内存利用率降低（2） 物理块的分配策略物理块的分配策略 在请求分页系统中，可采取两种内存分配策略，在请求分页系统中，可采取两种内存分配策略，即固定和可变分配策略。在进行置换时，即固定和可变分配策略。在进行置换时， 也可采取也可采取两种策略，即全局置换和局部置换。于是可组合出两种策略，即全局置换和局部置

11、换。于是可组合出以下三种适用的策略。以下三种适用的策略。 1) 固定分配局部置换固定分配局部置换 2) 可变分配全局置换可变分配全局置换 3) 可变分配局部置换可变分配局部置换 l平均分配算法平均分配算法l将空闲物理块，平均分配给各个进程将空闲物理块，平均分配给各个进程l按比例分配算法按比例分配算法l根据进程的大小按比例分配物理块根据进程的大小按比例分配物理块l考虑优先权的分配算法考虑优先权的分配算法l按比例分配给各进程按比例分配给各进程l优先权高的一次分得的物理块数多优先权高的一次分得的物理块数多（3） 物理块分配算法物理块分配算法 3、 调页策略调页策略 （1） 何时调入页面何时调入页面

12、预调页策略预调页策略 2) 请求调页策略请求调页策略 n系统拥有足够的对换区空间系统拥有足够的对换区空间 n系统缺少足够的对换区空间系统缺少足够的对换区空间 nUNIX方式方式（2） 从何处调入页面从何处调入页面 （2） 从何处调入页面从何处调入页面 在请求分页系统中的外存分为两部分：用于存放文件在请求分页系统中的外存分为两部分：用于存放文件的的文件区文件区和用于存放对换页面的和用于存放对换页面的对换区对换区。通常，由于对换。通常，由于对换区是采用连续分配方式，而文件是采用离散分配方式，故区是采用连续分配方式，而文件是采用离散分配方式，故对换区的磁盘对换区的磁盘I/O速度比文件区的高。这样，每

13、当发生缺速度比文件区的高。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：种情况： 1) 系统拥有足够的对换区空间，这时可以全部从对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。换区调入所需页面，以提高调页速度。 2) 系统缺少足够的对换区空间，这时凡是不会被修改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，仍于它们未被修改而不必再将它们换出，以

14、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，再从对换区它们换出时，便须调到对换区，以后需要时，再从对换区调入。调入。 3) UNIX方式。由于与进程有关的文件都放在文件区，方式。由于与进程有关的文件都放在文件区，故凡是未运行过的页面，都应从文件区调入。而对于曾经故凡是未运行过的页面，都应从文件区调入。而对于曾经运行过但又被换出的页面，由于是被放在对换区，因此在运行过但又被换出的页面，由于是被放在对换区，因此在下次调入时，应从对换区调入。由于下次调入时，应从对换区调入。由于UNIX系统允

15、许页面系统允许页面共享，因此，共享，因此， 某进程所请求的页面有可能已被其它进程某进程所请求的页面有可能已被其它进程调入内存，此时也就无须再从对换区调入。调入内存，此时也就无须再从对换区调入。 (3) 页面调入过程页面调入过程 每当程序所要访问的页面未在内存时，便向每当程序所要访问的页面未在内存时，便向CPU发出一发出一缺页中断，中断处理程序首先保留缺页中断，中断处理程序首先保留CPU环境，分析中断原因环境，分析中断原因后，后， 转入缺页中断处理程序。该程序通过查找页表，得到该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，页在外存的物理块后， 如果此时内存能容纳新页，则启

16、动磁如果此时内存能容纳新页，则启动磁盘盘I/O将所缺之页调入内存，然后修改页表。如果内存已满，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，修改， 则必须将它写回磁盘，然后再把所缺的页调入内存，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，置其存在位为并修改页表中的相应表项，置其存在位为“1”，并将此页表，并将此页表项写入快表中。在缺页调入内存后，利用修改

17、后的页表，项写入快表中。在缺页调入内存后，利用修改后的页表， 去去形成所要访问数据的物理地址，再去访问内存数据形成所要访问数据的物理地址，再去访问内存数据。 l向向CPU发出缺页中断发出缺页中断l中断处理程序保存中断处理程序保存CPU环境转中断处理程序环境转中断处理程序l该程序查找页表，得到该页在外存中的块号该程序查找页表，得到该页在外存中的块号l若内存未满，启动磁盘若内存未满，启动磁盘I/O读入；若内存已满，读入；若内存已满，先置换，再调入先置换，再调入l最后修改页表对应项的内容，并将此页表项写入最后修改页表对应项的内容，并将此页表项写入快表快表 (3) 页面调入过程页面调入过程4、 页面置

18、换算法页面置换算法 （1） 最佳最佳(Optimal)置换算法置换算法选择永不再被使用或很久才被访问的页面淘汰选择永不再被使用或很久才被访问的页面淘汰特点：特点：理论上，性能最佳；理论上，性能最佳；实际上实际上，无法实现；，无法实现；通常用该算法来评价其他算法的优劣通常用该算法来评价其他算法的优劣 （1） 最佳最佳(Optimal)置换算法置换算法缺页率 f = 8 / 15 = 53% 先进入内存的页，先退出内存。先进入内存的页，先退出内存。实质上是淘汰在内存驻留时间最长的页。实质上是淘汰在内存驻留时间最长的页。其其理由理由是：最早调入内存的页，不再被使用的可是：最早调入内存的页，不再被使用

19、的可能性比近期调入内存的大。能性比近期调入内存的大。 这种算法简单，实现容易。这种算法简单，实现容易。它是一种最直观，性能最差的算法，它是一种最直观，性能最差的算法，它有它有BELADYBELADY异常现象异常现象：当当物理块数增加时，缺页次数增加。物理块数增加时，缺页次数增加。（2） 先进先出先进先出(FIFO)页面置换算法页面置换算法 有一虚拟存储系统，采用先进先出的页面淘汰算法。在内存中为每个进程分配3块。进程执行时使用页号的顺序为 4 3 2 1 4 3 5 4 3 2 1 5(1)该进程运行时总共出现几次缺页。(2)若每个进程在内存有4块，又将产生几次缺页。(3)如何解释所出现的现象

20、。 例1（3） LRU(Least Recently Used)置换算法置换算法选择在最近一段时间内不常用的页面进行选择在最近一段时间内不常用的页面进行淘汰淘汰需要周期性地对需要周期性地对“页面访问位页面访问位”进行检查进行检查,记录上次访问以来经历的时间记录上次访问以来经历的时间该类算法实现较困难该类算法实现较困难,常用近似该算法的常用近似该算法的Clock算法算法（3） LRU(Least Recently Used)置换算法置换算法缺页率 f = 11 / 15 = 75% 练习练习：在一个请求分页系统中，假定系统分给一个作：在一个请求分页系统中，假定系统分给一个作业的业的物理块数为物理

21、块数为3，并且此作业的页面走向为，并且此作业的页面走向为2，3，2，1，5，2，4，5，3，2，5，2。用。用FIFO、LRU、OPT计计算缺页次数和缺页率。算缺页次数和缺页率。 分析：分析：如果所访问的页还没有装入内存，将发生一如果所访问的页还没有装入内存，将发生一次缺页中断。次缺页中断。访问过程中发生缺页中断的次数就是缺页访问过程中发生缺页中断的次数就是缺页次数。缺页次数除以总的访问次数，就是缺页率。次数。缺页次数除以总的访问次数，就是缺页率。(4) 简单的简单的Clock算法算法 每页设置一位访问位。当某页被访问了，则访问位置每页设置一位访问位。当某页被访问了，则访问位置“1”。 将内存

22、中的页链成一个循环队列将内存中的页链成一个循环队列,查询指针循环移动查询指针循环移动入口查寻指针前进一步指向下一个表目访问位=0?选择该页淘汰返回访问位置 0YF 又称为又称为“最近未最近未使用使用”置换算法置换算法（NRU）nClock算法加上置换代价(尽量选择未修改过的页面淘汰)n每页有访问页u 和 修改位mnu=0 m=0 未用过,未修改过,最佳淘汰页面nu=0 m=1 未用过,但改过,不是最佳淘汰页面 nu=1 m=0 最近用过,但未被修改,可能被再次使用nu=1 m=1 最近用过,被修改过,可能被再次使用n算法需要重复多次Clock算法n从当前位置找u=0,m=0的页面,有则淘汰n否

23、则第二遍找u=0,m=1的页面,同时将u置为0,有则淘汰n否则第三遍找u=0,m=0的页面,有则淘汰n否则第四遍找u=0,m=1的页面,(肯定会找到)(5) 改进型改进型Clock算法算法性能分析1、抖动n抖动: 分给作业的物理块太少或置换算法不当引发的频繁的产生缺页中断。n工作集“”是程序局部性的一个近似.161567675162324124234343432332.=10t1WS(t1)=1,5,6,7 WS(t2)=2,3,4=10t2操作系统管理每一作业的工作集操作系统管理每一作业的工作集,为作业分配足够的为作业分配足够的物理块物理块,以容纳它的工作集以容纳它的工作集若有空闲块可考虑引

24、入新进程若有空闲块可考虑引入新进程若各作业工作集总和超过可供使用的物理块数若各作业工作集总和超过可供使用的物理块数,OS选选择一个作业暂停执行择一个作业暂停执行,页面写回外存页面写回外存2、工作集模型、工作集模型拐点缺页率 w 工作集的理论是在1968年由Denning提出来的。他认为，程序在运行时对页面的访问是不均匀的，即往往在某段时间内的访问仅局限于较少的若干个页面，如果能够预知程序在某段时间间隔内要访问哪些页面，并能将它们提前调入内存，将会大大地降低缺页率，从而减少置换工作，提高 CPU的利用率。w 图中可以看出，缺页率随着所分得的物理块数目的减少而递增，并在所分到的物理块数目较少处，出

25、现一个拐点。在拐点上限以左时，随着分到的物理块数目的增加，缺页率明显地减少；而过了拐点，在下限以右时，随着分到的物理块数目的增加，却对缺页率的改善并不明显。所以，为进程分配的物理块数，应取在该曲线的拐点左右。 所分得的物理块数访问顺序1,3,2,4,5,6,1,2,4,5,4,3分配3个块, OPT, FIFO , LRU计算缺页次数和缺页率5.4 请求分段存储管理方式请求分段存储管理方式 1 、请求分段中的硬件支持、请求分段中的硬件支持 （1） 段表机制段表机制 在段表项中，在段表项中， 除了段名除了段名(号号)、 段长、段长、 段在内存中的起段在内存中的起始地址外，始地址外， 还增加了以下

26、诸项：还增加了以下诸项：存取方式存取方式 访问字段访问字段A 修改位修改位M 存在位存在位P 增补位增补位 外存始址外存始址 （2） 缺段中断机构缺段中断机构 虚段S不在内存阻塞请求进程内存中有合适的空闲区吗？从外存读入段S修改段表及内存空区链唤醒请求进程返回空区容量总和能否满足？空区拼接，以形成一个合适的空区淘汰一个或几个实段，以形成一个合适空区否否是是请求分段系统中的中断处理过程请求分段系统中的中断处理过程（3） 地址变换机构地址变换机构 访问 sw w 段长?符合存取方式?段 S在主存?修改访问字段,如写访问,置修改位 1形成访问主存地址(A ) (主存始址)(位移量w )返回分段越界中

27、断处理分段保护中断处理缺段中断处理是是是否否否图图 请求分段系统的地址变换过程请求分段系统的地址变换过程2、 分段的共享与保护分段的共享与保护 （1） 共享段表共享段表 图 4-33 共享段表项 段名段长内存始址状态外存始址共享进程计数 count状态进程名进程号段号存取控制共享段表（2） 共享段的分配与回收共享段的分配与回收 1) 共享段的分配共享段的分配 在为共享段分配内存时，对第一个请求使用该共享段的进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，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

28、段表的相应项中，还须在共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，把享段表中增加一表项，填写有关数据，把count置为置为1；之后，；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，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，再执行表中，填上调用进程的进程名、存取控制等，再执

29、行count =count+1操作，以表明有两个进程共享该段。操作，以表明有两个进程共享该段。 2) 共享段的回收共享段的回收 当共享此段的某进程不再需要该段时，应将该段释放，当共享此段的某进程不再需要该段时，应将该段释放， 包括撤在该进程段表中共享段所对应的表项，以及执行包括撤在该进程段表中共享段所对应的表项，以及执行count =count-1操作。若操作。若结果为结果为0，则须由系统回收该，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，表项， 表明此时已没有进程使用该段；否则表明此时已没有进程使用该段；否则(减减

30、1结果不为结果不为0)， 则只是取消调用者进程在共享段表中的有关记录。则只是取消调用者进程在共享段表中的有关记录。 （3） 分段保护分段保护 越界检查越界检查 2) 存取控制检查存取控制检查 例题例题某虚拟存储器的用户编程空间共某虚拟存储器的用户编程空间共3232个页面，每页个页面，每页1KB1KB，主存为，主存为16KB16KB。假定某时刻用户页表中已调入主存的页面的虚拟页号。假定某时刻用户页表中已调入主存的页面的虚拟页号和物理页表对照表为表一，则下表中与虚拟地址相对应的物和物理页表对照表为表一，则下表中与虚拟地址相对应的物理地址为表二（如果主存找不到，即为该页失效）。虚拟存理地址为表二（如

31、果主存找不到，即为该页失效）。虚拟存贮存的功能是由贮存的功能是由C C完成的。在虚拟存贮系统中，采用完成的。在虚拟存贮系统中，采用D D提高提高E E的速度。的速度。 表一表一 虚页号虚页号 物理页号物理页号 0 50 5 1 10 1 10 2 4 2 4 8 7 8 7 表二表二 虚地址虚地址 物理地址物理地址 0A5C0A5C（H H） A A 1A5C1A5C（H H） B B例题例题-1供选择的答案：供选择的答案：A A，B B： 页失效页失效 1E5C 1E5C（H H） 2A5C 2A5C（H H） 165C 165C（H H） 125C 125C（H H） 1A5C 1A5C（

32、H H）C C： 硬件硬件 软件软件 软、硬件结合软、硬件结合D D： 高速辅助存贮器高速辅助存贮器 高速光盘存贮器高速光盘存贮器 快速通道快速通道 高速缓冲存贮器高速缓冲存贮器E E： 连接编辑连接编辑 虚地址分配虚地址分配 动态地址翻译动态地址翻译 动态连接动态连接例题例题-2解：每页大小 1KB，用16进制表示为400H，由虚地址通过直接映象的地址转换成物理地址步骤如下：n将虚地址分离成页号p和页内地址d：页号p（虚地址页大小）取整（0A5CH/400H）取整2页内地址d虚地址页号p每页大小0A5C(H)2400(H)25C(H)n根据页号查页表，由页号 p2查页表得物理页号为4n将物理

33、页号和页内地址构成物理地址物理页号页大小页内地址4400(H)25C(H)125C(H)同理虚拟地址1A5CH分离成页号P6和页内位移25CH.查页表知该页不在内存，页失效产生缺页中断调入内存。习题习题1虚拟存储管理系统的基础是程序的局部性理论。此理论的基虚拟存储管理系统的基础是程序的局部性理论。此理论的基本含义是本含义是A A。局部性有两种表现形式：时间局限性和。局部性有两种表现形式：时间局限性和B B。它们的意义分别为。它们的意义分别为C C和和D D。 A A、B B，程序执行时对主存和访问是不均匀的程序执行时对主存和访问是不均匀的 代码的顺代码的顺序执行序执行 变量的连续访问变量的连续

34、访问 指令的局部性指令的局部性 数据的局部性数据的局部性 空间局部性空间局部性C C、D D： 最近被访问的单元，很可能在不久的将来还要被访问最近被访问的单元，很可能在不久的将来还要被访问 最近被访问的单元，很可能在它附近的单元也即将被访问最近被访问的单元，很可能在它附近的单元也即将被访问 结构化程序设计，很少出现转移语句结构化程序设计，很少出现转移语句 程序中循环语句的执行时间一般很长程序中循环语句的执行时间一般很长 程序中使用的数据局部于各子程序程序中使用的数据局部于各子程序 习题习题-12.2.什么叫虚拟存贮器什么叫虚拟存贮器? ?试述虚拟存贮器的实现原理和它的物质基础。试述虚拟存贮器的

35、实现原理和它的物质基础。3 3在请求分页内存管理的页表表项中，其中状态位供在请求分页内存管理的页表表项中，其中状态位供A A时参考；修时参考；修改位供改位供B B时参考；访问位供时参考；访问位供C C时参考；外存始址供时参考；外存始址供D D时参考。时参考。 A A，B B，C C，D D：（：（l l）分配页面；（）分配页面；（2 2）置换算法；（）置换算法；（3 3）程序访问；（）程序访问；（4 4）换）换出页面；（出页面；（5 5）调入页面。）调入页面。4.4.在请求调页系统中，凡未装入过内存的页都应从在请求调页系统中，凡未装入过内存的页都应从A A调入；已运行调入；已运行过的页主要是从

36、过的页主要是从B B调入，有时也可以从调入，有时也可以从C C调入。调入。 A A，B B，C C：（：（1 1）系统区；（）系统区；（2 2）文件区；（）文件区；（3 3）对换区；（）对换区；（4 4）页面缓冲池。）页面缓冲池。5.5.详述在设有快表的请求分页存储管理系统中，一个虚地址转换成物理内存详述在设有快表的请求分页存储管理系统中，一个虚地址转换成物理内存地址的过程。地址的过程。习题习题-26在请求调页系统中有着多种置换算法：（在请求调页系统中有着多种置换算法：（1）选择最先进入内存的页面）选择最先进入内存的页面予以淘汰的算法称为予以淘汰的算法称为 A；（；（2）选择在以后不再使用的页

37、面予以）选择在以后不再使用的页面予以淘汰的算法称为淘汰的算法称为B；（；（3）选择自上次访问以来所经历时间最长）选择自上次访问以来所经历时间最长的页面予以淘汰的算法称为的页面予以淘汰的算法称为C。A，B，C，D：（：（1）FIFO算法；（算法；（2）OPT算法；（算法；（3）LRU算法；（算法；（4）NRU算法。算法。7在一个请求分页系统中，采用在一个请求分页系统中，采用 FIFO FIFO页面置换算法时，假如一个作业的页页面置换算法时，假如一个作业的页面访问顺序为面访问顺序为4 4，3 3，2 2，1 1，4 4，3 3，5 5，4 4，3 3，2 2， l l，5 5，当分配给该作业，当分

38、配给该作业的物理块数的物理块数M M分别为分别为3 3和和4 4时，试计算访问过程中所发生的缺页次数分别为时，试计算访问过程中所发生的缺页次数分别为A A和和B B，缺页率分别为，缺页率分别为A/CA/C和和B/CB/C，其中，其中C C为访问为访问次数。比较所得的结果为次数。比较所得的结果为D D。A A，B B，C C，D D：见见8 8题题习题习题-38 8在一个请求分页系统中，采用在一个请求分页系统中，采用 LRULRU页面置换算法时，假如一个作业的页页面置换算法时，假如一个作业的页面访问顺序为面访问顺序为4 4，3 3，2 2，1 1，4 4，3 3，5 5，4 4，3 3，2 2，

39、 l l，5 5，当分配给该作业，当分配给该作业的物理块数的物理块数M M分别为分别为3 3和和4 4时，试计算访问过程中所发生的缺页次数时，试计算访问过程中所发生的缺页次数A A和和B B，缺页率分别为，缺页率分别为A/CA/C和和B/CB/C，其中，其中C C为访问次数。为访问次数。比较所得的结果为比较所得的结果为D D。 A A，B B，C C：（：（1 1）7 7；（；（2 2）8 8；（；（3 3）9 9；（；（4 4）1010；(5)11(5)11；(6)12(6)12；(7)13(7)13。 D: (1) D: (1) 正常现象，即存储块增加，缺页次数减少；正常现象，即存储块增加

40、，缺页次数减少； (2) (2) 存在奇异现象，即存储块增加，缺页次数反而增加；存在奇异现象，即存储块增加，缺页次数反而增加； (3) (3) 存储块增加，缺页次数不变。存储块增加，缺页次数不变。9.在分页系统环境下,程序员编制的程序,其地址空间是连续的,分页是由( )完成的A. 程序员 B编译地址 C用户 D系统10.在请求分页存储管理系统中，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（ ）A减少 B 增加 C无影响 D可能增加也可能减少11.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，D则允许每段的最大长度是（ ） A 2 24 B 2 16 C 28 D 2 3212.作业在执行中发生了缺页中断，经操作系统处理后，应让其执行（ ）指令A被中断的前一条 B 被中断的 C 被中断