计算操作基础实践 11

第3章内存管理名词解释地址重定位（地址映射）指将程序中的逻辑地址（虚拟地址）转换为内存中的物理地址的过程。分为两种：静态重定位：程序装入内存时一次性完成地址转换，运行时无法移动。动态重定位：程序运行时由硬件（MMU）动态完成地址转换，支持程序在内存中移动。局部性原理指程序在执行过程中，对内存的访问呈现出明显的局部性规律，分为：时间局部性：被访问过的内存地址，在不久的将来很可能再次被访问。空间局部性：被访问过的内存地址附近的地址，也很可能被访问。这是虚拟存储技术（如分页、段页式）的核心理论基础。内存覆盖一种早期的内存管理技术，将程序划分为多个功能模块，同一时刻只有部分模块装入内存，不同模块可以覆盖使用同一块内存空间，以此解决内存不足的问题。缺点是编程复杂，需要程序员手动控制模块的调入调出。内存交换（Swapping）指操作系统将内存中暂时不运行的进程/部分数据，换出到外存（磁盘）的交换分区，释放内存空间；当需要运行时，再将其从外存换入内存。是虚拟存储和多道程序系统中，解决内存不足、提高内存利用率的重要技术。存储保护的目的是什么？在分页存储管理中如何进行存储保护？存储保护的目的：防止进程之间相互干扰，尤其是防止一个进程的错误操作破坏其他进程或操作系统内核的内存空间，保证系统的稳定性和安全性。分页存储管理中的存储保护方式越界保护：通过页表中的页号和**页长（或页表长度寄存器）**判断，虚拟地址对应的页号是否超出进程的页表范围，超出则触发越界中断。权限保护：在页表项中设置访问权限位（如读、写、执行权限），当进程对页面的操作与权限不符时（如对只读页面执行写操作），触发保护中断。为了实现分页存储管理，需要哪些硬件支持？分页存储管理需要以下硬件支持：页表基址寄存器（PTBR）：存放当前进程页表在内存中的起始地址，用于快速定位页表。地址转换机构（MMU）：负责将虚拟地址拆分为页号和页内偏移，根据页号查找页表，完成地址转换。快表（TLB，转换旁视缓冲）：高速缓存最近访问的页表项，减少内存访问页表的次数，提高地址转换速度。越界检查与权限检查电路：判断页号是否越界、访问操作是否符合页面权限，触发相应的中断。缺页中断机构：当访问的页面不在内存中时，触发缺页中断，由操作系统完成页面调入。已知条件：页面大小：1KB=210B，因此页内偏移占10位。用户空间页面数：32个（25），因此虚拟页号占5位。页帧分配：第0、1、2、3页分别分配页帧号为5、10、4、7（十进制）。虚拟地址0A5C（十六进制）：拆分页号与页内偏移：0A5C转二进制为0000101001011100页内偏移：低10位→1001011100页号：剩余高位→000010（十进制为2）查找页帧号：页号2对应的页帧号为4（十进制），即00100。拼接物理地址：页帧号+页内偏移：001001001011100（0x125C）虚拟地址093C（十六进制）：拆分页号与页内偏移：093C转二进制为0000100100111100页内偏移：低10位→0100111100页号：剩余高位→000010（十进制为2）查找页帧号：页号2对应的页帧号为4，即00100。拼接物理地址：001000100111100（0x113C）答案：虚拟地址0A5C对应的物理地址为0x125C。虚拟地址093C对应的物理地址为0x113C。地址转换公式：物理地址=段基址×1024+段内偏移需先判断：段内偏移<段长（KB）×1024，否则越界。逻辑地址(0,5223)：段号0，段长5KB=5120B，段内偏移5223>5120，越界错误，无法转换。逻辑地址(2,100)：段号2，段基址60KB，段内偏移100，无越界。物理地址=60×1024+100=61440+100=61540逻辑地址(3,43)：段号3，段基址100KB，段内偏移43，无越界。物理地址=100×1024+43=102400+43=102443LRU页面置换算法计算，页面访问序列：4,3,2,1,4,3,5,4,3,2,1,5，页帧数M=3和M=4，计算缺页次数和缺页率。M=3（3个页帧）4,3,2,1,4,3,5,4,3,2,1,5页帧0444111555222页帧133344444411页帧22223333335**********缺页次数：10次。缺页率：10/12≈83.33%M=4（4个页帧）4,3,2,1,4,3,5,4,3,2,1,5页帧0444444444445页帧133333333333页帧22222555511页帧3111111222********缺页次数：8次。缺页率：8/12≈66.67%什么是系统抖动，产生系统抖动的原因是什么？定义：系统中大部分时间都在进行页面的换入/换出，而不是执行用户进程的现象。此时CPU利用率急剧下降，系统响应极慢。原因：分配给进程的页帧数过少，无法满足其工作集（当前活跃页面集合）需求。页面置换算法不合理，导致刚换出的页面很快又被访问，频繁缺页。系统中进程过多，内存资源被过度占用，无法为进程提供足够的物理内存。分页与分段存储管理的区别对比维度分页存储管理分段存储管理划分依据按固定大小划分，由系统自动完成，对用户透明按程序的逻辑模块划分，由用户/程序员指定地址结构一维地址（页号+页内偏移）二维地址（段号+段内偏移）大小页面大小固定，由硬件决定段的大小不固定，由程序的逻辑模块决定共享与保护不易实现代码和数据的共享，保护粒度较粗易于实现段的共享和保护（如只读段、数据段）碎片问题存在内部碎片（最后一页未占满）存在外部碎片（内存中存在零散的空闲段）存储保护能否完全由软件实现？不能。主要原因：软件实现的存储保护效率极低，每次内存访问都需要软件进行越界和权限检查，会严重影响系统性能。硬件支持的保护机制（如MMU的地址转换、特权级指令）是防止恶意程序绕过保护的关键，纯软件无法抵御硬件层面的攻击。现代CPU都提供了硬件级的特权模式（用户态/内核态）和地址转换机制，是存储保护的基础，无法被软件替代。首次适应算法能否装入全部作业？空闲区（按地址顺序）：32KB、10KB、5KB、228KB、100KB作业需求：J₁(11KB)、J₂(10KB)、J₃(108KB)、J₄(28KB)、J₅(115KB)分配过程：①装入J₁：分配32KB中的11KB→剩余21KB，空闲：21,10,5,228,100②装入J₂：分配21KB中的10KB→剩余11KB，空闲：11,10,5,228,100③装入J₃：分配228KB中的108KB→剩余120KB，空闲：11,10,5,120,100④装入J4：分配120KB中的28KB→剩余92KB，空闲：11,10,5,92,100⑤装入J5：需要115KB,找不到合适的空闲区结论：不能全部装入。分页系统的有效访问时间（EAT）访问内存时间：0.2μs，快表（TLB）命中概率90%，查找时间0.01μs。①无快表时的EAT无快表时，每次访问需要2次内存访问：EAT=2×0.2=0.4

μs②有快表时的EAT命中时：查找TLB(0.01)+访问内存(0.2)未命中时：查找TLB(0.01)+访问页表(0.2)+访问内存(0.2)12.分页系统参数逻辑空间32页，每页2KB，物理空间1MB①逻辑地址格式：页号占5位（2⁵=32），页内偏移占11位（2¹¹=2048），共16位。格式：高5位页号，低11位偏移。②页表项：页表共32项；物理页框号需要20位（1M=220KB）-11位（页内偏移）=9位，因此每项至少9位。13.逻辑地址转物理地址已知条件：逻辑地址长度16位，页面大小：4096字节（页内偏移占12位）逻辑地址：2F6AH：拆分页号与页内偏移：2F6AH转二进制为0010111101101010页内偏移：低12位→F6AH◦页号：高4位→0010（十进制为2）查找页帧号：页号2对应的页帧号为11（十进制）计算物理地址：页帧号11（16进制为B），与页内位移量拼接物理地址为0xBF6A分页系统中指令执行期间产生多个中断的原因一条指令执行期间可能产生多个中断，主要原因是：指令跨页存储：如果一条指令的操作码和操作数位于不同的页面，且这些页面都不在内存中，那么取指令和取操作数时会分别触发缺页中断。操作数跨页存储：指令访问的源/目的操作数可能跨越两个页面，若这两个页面都不在内存中，会触发两次缺页中断。指令本身长度跨页：长指令（如多字节指令）的不同部分可能位于两个不同页面，导致取指令时触发两次缺页中断。系统调用/异常：指令执行过程中可能触发特权指令、地址越界、保护错误等中断，与缺页中断叠加。LRU算法：7,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,7,0,1页帧0777733333333331页帧111111444444777页帧22222222222222页帧3000000000000********LRU算法：缺页次数为8次（引用序列中第1、2、3、4、5、7、13、15次缺页）。FIFO算法：7,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,7,0,1页帧0777733333333331页帧111111444444444页帧22222222222722页帧3