計算機操作系統(tǒng)作業(yè)3(含答案)

1、一、單項選擇題1聯(lián)想存儲器在計算機系統(tǒng)中是用于_的。A 存儲文件信息 B 與主存交換信息C 內(nèi)存地址變換 D 內(nèi)存管理信息2作業(yè)在執(zhí)行中發(fā)生了缺頁中斷，經(jīng)操作系統(tǒng)處理后，應(yīng)該執(zhí)行的指令是_。A被中斷的前一條 B被中斷的后一條C作業(yè)的第一條 D被中斷的指令在請求分頁存儲管理中，當指令的執(zhí)行所需要的內(nèi)容不在內(nèi)存中時，發(fā)生缺頁中斷，當缺頁調(diào)入內(nèi)存后，應(yīng)執(zhí)行被中斷指令。 另：缺頁中斷作為中斷與其它中斷一樣要經(jīng)歷如保護CPU環(huán)境，分析中斷原因，轉(zhuǎn)入缺頁中斷處理程序進行處理，恢復CPU環(huán)境等幾個步驟，但缺頁中斷又是一種特殊的中斷，它與一般中斷相比，有著明顯的區(qū)別，主要表現(xiàn)在下面兩個方面：(1)缺頁中斷是在

2、指令執(zhí)行期間產(chǎn)生和處理中斷信號的。(2)一條指令的執(zhí)行期間，可能產(chǎn)生多次缺頁中斷。3實現(xiàn)虛擬存儲器的目的是_。A 實現(xiàn)存儲保護 B 實現(xiàn)程序浮動C 擴充外存容量 D 擴充內(nèi)存容量4在段頁式存儲系統(tǒng)中，一個作業(yè)對應(yīng)_。A多個段表 B一個段表，一個頁表C一個段表，多個頁表 D多個段表，多個頁表5在虛擬頁式存儲管理方案中，完成將頁面調(diào)入內(nèi)存的工作的是_。A缺頁中斷處理 B頁面淘汰過程 C工作集模型應(yīng)用 D緊縮技術(shù)利用6采用分頁式內(nèi)存管理時，重定位的工作是由_完成的。A操作系統(tǒng) B用戶 C地址轉(zhuǎn)換機構(gòu) D內(nèi)存空間分配程序7在分頁式內(nèi)存管理系統(tǒng)中可能出現(xiàn)的問題是_。A顛簸 B不能共享 C外部碎片 D動態(tài)

3、鏈接8在下列有關(guān)分頁式內(nèi)存管理的敘述中正確的是_。A程序和數(shù)據(jù)是在開始執(zhí)行前一次性和裝入的B產(chǎn)生缺頁中斷一定要淘汰一個頁面C一個被淘汰的頁面一定要寫回外存D在頁面中有“訪問位”和“修改位”等消息9. 在可變式分配方案中，最佳適應(yīng)算法是將空白區(qū)在空白區(qū)表中按_次序排列。A 地址遞增 B 地址遞減 C 容量遞增 D 容量遞減10. 在可變分區(qū)分配方案中，將空白分區(qū)按地址遞增次序排列是要采用_。A最佳適應(yīng)算法 B最差適應(yīng)算法 C首次適應(yīng)算法 D最遲適應(yīng)算法11. 通常，采用緊縮法消除內(nèi)存碎片的存儲技術(shù)是_。A固定分區(qū)法 B動態(tài)分區(qū)法 C可重定位分區(qū)法 D交換技術(shù)12. 在請求分頁存儲管理中，當所訪問

4、的頁面不在內(nèi)存時，便產(chǎn)生缺頁中斷，缺頁中斷是屬于_。A IO中斷 B 程序中斷 C 訪管中斷 D 外中斷13. 在內(nèi)存管理中，分段管理和分頁管理的主要區(qū)別是_。A分段管理中的塊比分頁管理中的頁要小B分頁管理有地址映射而分段管理沒有C分頁管理有存儲保護而分段管理沒有D分段管理要求一道程序存放在連續(xù)的空間而分頁管理沒有這種要求14分頁式虛擬存儲管理系統(tǒng)中，一般地頁面的大小與可能產(chǎn)生頁錯誤陷阱的次數(shù)_。A成正比 B成反比 C無關(guān) D成固定比值15內(nèi)存保護需要由_完成，以保證進程空間不被非法訪問。A操作系統(tǒng) B硬件機構(gòu)C操作系統(tǒng)和硬件機構(gòu) D操作系統(tǒng)或硬件機構(gòu)獨立完成16適合多道程序運行的存儲管理中，

5、存儲保護是為了_。A防止一個作業(yè)占用同一個分區(qū) B防止一個作業(yè)占用多個分區(qū)C防止非法訪問磁盤文件 D防止各道作業(yè)相互干擾17在可變分區(qū)分配方案中，某個作業(yè)完成后系統(tǒng)收回其內(nèi)存空間，并與相鄰空閑區(qū)合并，為此需修改空閑區(qū)表，造成空閑區(qū)數(shù)減1的情況是_。A無上鄰空閑區(qū)，也無下鄰空閑區(qū) B有上鄰空閑區(qū)，但無下鄰空閑區(qū)C有下鄰空閑區(qū)，但無上鄰空閑區(qū) D有上鄰空閑區(qū)，也有下鄰空閑區(qū)18在目標程序裝入內(nèi)存時，一次性完成地址修改的方式是_。A靜態(tài)重定位 B動態(tài)重定位 C靜態(tài)鏈接 D動態(tài)鏈接19. 虛存是_。A 容量擴大了的內(nèi)存 B 提高運算速度的設(shè)備C 實際不存在的存儲器 D 進程的地址空間及其內(nèi)存擴大方法2

6、0下面關(guān)于虛擬存儲器的敘述中正確的是_。A要求程序運行前必須全部裝入內(nèi)存，且在運行過程中一直駐留在內(nèi)存B要求程序運行前不必全部裝入內(nèi)存，且在運行過程中不必一直駐留在內(nèi)存C要求程序運行前不必全部裝入內(nèi)存，但在運行過程中必須一直駐留在內(nèi)存D要求程序運行前必須全部裝入內(nèi)存，但在運行過程中不必一直駐留在內(nèi)存21. 在一個可變式分區(qū)管理中，最差適應(yīng)算法應(yīng)將空閑區(qū)按_的次序排列。A 地址遞增 B 地址遞減 C 容量遞增 D 容量遞減22. 采用固定分區(qū)方式分配主存的最大缺點是_。A 不利于存儲保護 B 分配算法復雜C 主存利用率不高 D 零頭太多23. 存儲管理方案中，_可采用覆蓋技術(shù)。A 單一連續(xù)區(qū) B

7、 可變分區(qū) C 段式 D 段頁式24. 關(guān)于分頁管理系統(tǒng)的頁面調(diào)度算法說法中錯誤的是_。A一個好的頁面調(diào)度算法應(yīng)減少和避免顛簸現(xiàn)象BFIFO調(diào)度算法實現(xiàn)簡單，選擇最先進入內(nèi)存的頁面調(diào)出CLRU調(diào)度算法是基于局部性原理的算法，首先調(diào)出最近一段時間未被訪問過的頁面DCLOCK調(diào)度算法首先調(diào)出一段時間內(nèi)被訪問次數(shù)多的頁面LFU調(diào)度算法，即最不經(jīng)常使用(Least Frequently Used，LFU)算法，選擇近期最少訪問的頁面進行替換。這種算法容易與LRU算法混淆，是因為翻譯的原因。實際上，LRU應(yīng)該翻譯為最久沒有使用算法比較符合原意，這樣就容易理解：LFU記錄頁面訪問的“多少”，而LRU記錄“

8、有無”頁面訪問，前者更加復雜。二、簡答題1. 什么是動態(tài)鏈接？用何種內(nèi)存分配方法可以實現(xiàn)這種鏈接？動態(tài)鏈接就是指當程序運行到需要調(diào)用一塊時，再去鏈接它。對于未使用的模塊，就可以不必鏈接。采用段式內(nèi)存分配凡方法實現(xiàn)這種鏈接技術(shù)。2. 為什么靜態(tài)重定位后的程序在內(nèi)存中不能移動？為什么動態(tài)重定位的程序在內(nèi)存中可以移動？或：靜態(tài)重定位和動態(tài)重定位的不同在于：靜態(tài)重定位是在作業(yè)裝入的時候一次完成，動態(tài)重定位是在作業(yè)執(zhí)行時再實現(xiàn)的。靜態(tài)重定位是軟件支持的，動態(tài)重定位是硬件和軟件合作實現(xiàn)的。靜態(tài)重定位不能實現(xiàn)主存的移動，而動態(tài)重定位可以。3. 存儲管理的主要任務(wù)是什么？對主存儲器中的用戶區(qū)域進行管理；（1分

9、） 主存空間的分配和回收；（1分） 主存空間的共享和保護；（1分） 地址轉(zhuǎn)換（重定位）以及主存空間的擴充（虛擬存儲器技術(shù)）。（1分）4. 快表的引入為何能明顯改進系統(tǒng)性能？(1) 存儲器訪問具有時間和空間的“局部性”，因此快表的命中率一般可達70%到90%；(2) 頁表是在系統(tǒng)執(zhí)行過程中，每時每刻都需要訪問的，因此，訪問時間的微小縮短，其累計節(jié)約的時間卻可以達到很大。5. 分頁存儲管理與分段管理的主要區(qū)別是什么？提出分頁管理和分段管理的目的是什么？n 分頁和分段的主要區(qū)別n 頁是信息的物理單位，分頁是為實現(xiàn)離散分配方式，以消減內(nèi)存的外零頭，提高內(nèi)存的利用率?；蛘哒f，分頁僅僅是由于系統(tǒng)管理的需要

10、而不是用戶的需要。段則是信息的邏輯單位，它含有一組其意義相對完整的信息。 分段的目的是為了能更好地滿足用戶的需要。 n 頁的大小固定且由系統(tǒng)決定，由系統(tǒng)把邏輯地址劃分為頁號和頁內(nèi)地址兩部分，是由機器硬件實現(xiàn)的，因而在系統(tǒng)中只能有一種大小的頁面；而段的長度卻不固定， 決定于用戶所編寫的程序，通常由編譯程序在對源程序進行編譯時，根據(jù)信息的性質(zhì)來劃分。n 分頁的作業(yè)地址空間是一維的，即單一的線性地址空間，程序員只需利用一個記憶符，即可表示一個地址； 而分段的作業(yè)地址空間則是二維的，程序員在標識一個地址時，既需給出段名， 又需給出段內(nèi)地址。 n 提出分頁管理的目的是為了提高內(nèi)存空間的利用率；提出分段管

11、理的目的除了可以提高內(nèi)存空間的利用率（相對分區(qū)管理而言）外，主要是為了更好的實現(xiàn)程序的共享和動態(tài)鏈接，方便用戶編程。6. 虛存管理與實存管理的根本區(qū)別是什么？根本區(qū)別就在于，虛擬管理允許部分裝入和部分對換，而實存管理不允許這樣做。所謂"部分裝入"，指的是一道應(yīng)用程序不是全部裝入內(nèi)存以后才開始執(zhí)行而是只裝入其中一部分，甚至一點都不裝入就開始運行，然后在運行的構(gòu)成中根據(jù)需要逐步的裝入其余部分；"部分對換"，指的是當內(nèi)存已滿而又有新的將"部分"需要裝入時，要把已在內(nèi)存的某一"部分"換出去，以騰出空間存放新來者。部分裝入和

12、部分對換的結(jié)果是可以用較小的內(nèi)存運行較大的程序。實存管理則不同，它所要求的是整體裝入。7. 分頁存儲管理、分段存儲管理虛地址到物理地址的轉(zhuǎn)換過程。分頁存儲管理：在CPU給出有效地址后，由地址變換機構(gòu)自動地將頁號P送入高速緩沖寄存器，并將此頁號與高速緩存中的所有頁號進行比較，若其中有與此相匹配的頁號，便表示所要訪問的頁表項在快表中。于是，可直接從快表中讀出該頁所對應(yīng)的物理塊號，并送到物理地址寄存器中。如在塊表中未找到對應(yīng)的頁表項，則還須再訪問內(nèi)存中的頁表，找到后，把從頁表項中讀出的物理塊號送地址寄存器；同時，再將此頁表項存入快表的一個寄存器單元中，亦即，重新修改快表。但如果聯(lián)想寄存器已滿，則OS

13、必須找到一個老的且已被認為不再需要的頁表項，將它換出。分段存儲管理：系統(tǒng)設(shè)置一對寄存器n 段表始址寄存器（STBR）n 用于保存正在運行進程的段表的始址。n 段表長度寄存器（STLR）n 用于保存正在運行進程的段表的長度。n 地址變換機構(gòu)n 將邏輯地址中的段號與段表長度STLR進行比較。若S>STLR，表示段號太大，訪問越界，產(chǎn)生越界中斷信號；n 根據(jù)段表的始址和該段的段號，計算出該段對應(yīng)段表項的位置，從中讀出該段在內(nèi)存的起始地址，然后，再檢查段內(nèi)地址d是否超過該段的段長SL。若超過，即d>SL，發(fā)出越界中斷信號；n 將該段的基址d與段內(nèi)地址相加，即可得到要訪問的內(nèi)存物理地址。8.

14、 在采用首次適應(yīng)算法回收內(nèi)存時，可能會出現(xiàn)幾種情況，該如何處理？a. 回收區(qū)與插入點的前一個分區(qū)相鄰接，此時可將回收區(qū)與插入點的前一分區(qū)合并，不再為回收分區(qū)分配新表項，而只修改前鄰接分區(qū)的大小； b. 回收分區(qū)與插入點的后一分區(qū)相鄰接，此時合并兩區(qū)，然后用回收區(qū)的首址作為新空閑區(qū)的首址，大小為兩者之和； c. 回收區(qū)同時與插入點的前后兩個分區(qū)鄰接，此時將三個分區(qū)合并，使用前鄰接分區(qū)的首址，大小為三區(qū)之和，取消后鄰接分區(qū)的表項； d. 回收區(qū)沒有鄰接空閑分區(qū)，則應(yīng)為回收區(qū)單獨建立一個新表項，填寫回收區(qū)的首址和大小，并根據(jù)其首址，插入到空閑鏈中的適當位置.9. 影響缺頁中斷率有哪幾個主要因素？&#

15、160;  影響缺頁中斷率的因素有四個：  分配給作業(yè)的主存塊數(shù)多則缺頁率低，反之缺頁中斷率就高。  頁面大，缺頁中斷率低；頁面小缺頁中斷率高。  程序編制方法。以數(shù)組運算為例，如果每一行元素存放在一頁中，則按行處理各元素缺頁中斷率低；反之，按列處理各元素，則缺頁中斷率高。  頁面調(diào)度算法對缺頁中斷率影響很大，但不可能找到一種最佳算法。10. 什么叫碎片？(零散的小空閑區(qū))  怎樣解決碎片問題？答：所謂碎片是指內(nèi)存中出現(xiàn)的一些零散的小空閑區(qū)域。解決碎片的方法是移動所有占用區(qū)域，使所有的

16、空閑區(qū)合并成一片連續(xù)區(qū)域。這一過程稱為緊湊，這一技術(shù)就是緊湊技術(shù)。11. “抖動”的原因？預防方法？n 抖動，又稱為顛簸n 在虛存中，頁面在內(nèi)存與外存之間頻繁調(diào)度，以至于調(diào)度頁面所需時間比進程實際運行的時間還多，此時系統(tǒng)效率急劇下降，甚至導致系統(tǒng)崩潰。這種現(xiàn)象稱為顛簸或抖動。n 原因n 頁面淘汰算法不合理n 分配給進程的物理頁面數(shù)太少抖動的預防辦法：n 采用局部置換策略n 把抖動影響局限在單個進程內(nèi)n 把工作集算法融入到處理機調(diào)度中n 調(diào)度前檢查每個進程在內(nèi)存中駐留頁面是否足夠多，如果夠則調(diào)入新的作業(yè)，否則為缺頁率高的進程增加物理塊。n 利用“L=S”準則調(diào)節(jié)缺頁率n L是缺頁之間的平均時間，

17、S處理一次缺頁的時間。n 選擇暫停的進程降低多道程序度三、應(yīng)用題1. 在一個采用頁式虛擬存儲管理的系統(tǒng)中，某進程依次要訪問的字地址是：115，228，128，88，446，102，321，432，260，167。若作業(yè)的第0頁已經(jīng)裝入內(nèi)存，現(xiàn)分配給該作業(yè)的主存共300字，頁面的大小為100字。請回答以下問題：（1）按FIFO調(diào)度算法將產(chǎn)生多少次缺頁中斷，依次淘汰的頁號是什么？給出計算過程。（2）按LRU調(diào)度算法將產(chǎn)生多少次缺頁中斷，依次淘汰的頁號是什么？給出計算過程。2. 有一個系統(tǒng)其內(nèi)存容量為1024KB，有8個作業(yè)同時到達，各作業(yè)需要的內(nèi)存量何運行時間如表所示：作業(yè)編號需要內(nèi)存量（KB）運

18、行時間（s）1140328013100346025501630371528203假定系統(tǒng)初啟時，將內(nèi)存1024KB按作業(yè)的編號順序分給各道作業(yè)，并假定是多CPU下，分配到內(nèi)存的作業(yè)都可以立即運行。問：（1）1s后，內(nèi)存空白區(qū)按首次適應(yīng)何最佳適應(yīng)算法的鏈接方式鏈接，將如何鏈接？（2）2s后，其內(nèi)存空白區(qū)按上述兩種算法如何鏈接？（3）在（2）后，此時有一個作業(yè)9要求進入內(nèi)存，它需要內(nèi)存量為12KB，按上述兩種算法，將把哪一塊空白區(qū)分給它？3. 設(shè)某計算機的邏輯地址空間和物理地址空間都是64KB，按字節(jié)編址。若某進程最多需要6頁（page）數(shù)據(jù)存儲空間，每頁大小為1KB。操作系統(tǒng)采用固定分配局部淘汰

19、策略為此進程分配4個頁幀（page frame）。頁號頁框（page frame）號裝入時刻有效位（存在位）071301142301222001391601當該進程執(zhí)行到時刻260時，需要訪問邏輯地址17CAH的數(shù)據(jù)，請回答下列問題：（1）該邏輯地址對應(yīng)的頁號是多少？（2）若采用先進先出（FIFO）換頁算法，該邏輯地址對應(yīng)的物理地址是多少？要求給出計算過程。（3）若采用時鐘（Clock）換頁算法，該邏輯地址對應(yīng)的物理地址是多少？要求給出計算過程。（設(shè)搜索下一頁的指針沿順時針方向移動，且當前指示第2頁，示意圖如下）4. 一個好的頁面替換算法應(yīng)使缺頁中斷次數(shù)最少，一種方法是將正使用的頁均勻地分散在

20、整個存儲區(qū)中?？梢越o每一頁框附加一個計數(shù)器，用它記錄與該頁框相關(guān)的頁的個數(shù)。當進行頁面替換時，選擇其計數(shù)器之值最小的那個頁框。(1) 利用上述思想，提出一個頁面替換算法，并回答下面的問題：A. 該計教器的初值是多少?B. 該計數(shù)器何時增值?C. 該計數(shù)器何時減值?D. 如何選擇被替換的頁?(2) 若有4個頁框，給定下面的頁訪問串，使用你的算法將會出現(xiàn)多少次缺頁中斷?1、2、3、4、5、3、4、1、6、7 、4、3、8、5、9、7、8、9、5、4、5、4、2(3) 給定(2) 中同樣的條件和訪問串，若采用最佳頁面替換算法，其缺頁中斷次數(shù)的最小值是多少?5. 一個采用請求式存儲管理的計算機系統(tǒng)，其

21、主存（實存）容量為256M字節(jié)，虛存容量（給用戶的最大地址空間）為4G字節(jié)，頁面大小為4K字節(jié)，試問： (1) 主存物理地址應(yīng)設(shè)為多少位？(2) 主存中有多少物理塊？(3) 虛擬地址應(yīng)該設(shè)多少位？(4) 虛擬地址空間最多可以有多少頁？(5) 頁內(nèi)最大和最小偏移量是多少？參考答案一、選擇題CADCA CADCC CBDBC DDADB DCAD二、簡答題1.動態(tài)鏈接就是指當程序運行到需要調(diào)用某一模塊時，再去鏈接。對于未使用的模塊就可以不必鏈接。采用段式內(nèi)存分配方法可以實現(xiàn)這種動態(tài)鏈接。2.靜態(tài)重定位后的程序在內(nèi)存中不能移動的原因如下：靜態(tài)重定位后的程序的代碼發(fā)生了變化，由原來邏輯地址的程序已經(jīng)變

22、為物理地址的程序，按物理地址的方式運行，因此不能再進行移動。動態(tài)重定位的程序在內(nèi)存中可以移動的原因如下：動態(tài)重定位是在程序運行過程中由硬件進行地址變換，變換的結(jié)果存放在內(nèi)存地址寄存器中。程序代碼并沒有發(fā)生變化，仍然是邏輯地址的代碼，按邏輯地址的方式運行。因此，在內(nèi)存中移動程序代碼之后，僅需要根據(jù)代碼新的起始位置，重新設(shè)定基地址寄存器的值。3.存儲管理的主要任務(wù)時主存存儲分配、地址變換、存儲保護和存儲擴充4.快表的能明顯改進系統(tǒng)的性能的原因如下：（1）存儲器訪問具有時間和空間的"局部性"，因此快表的命中率一般可達7090。（2）在系統(tǒng)執(zhí)行過程中，每時每刻都需要訪問頁表，因此，

23、訪問時間的微笑縮短，其累計節(jié)約的時間就很大。5.分頁與分段存儲管理的主要區(qū)別如表所列 分頁 分段 一維連續(xù)邏輯地址空間 二維邏輯地址空間 頁是信息的物理單位 段是信息的邏輯單位 頁是面向系統(tǒng)的 段是面向用戶的 頁內(nèi)的信息邏輯上是不可能完整的 段內(nèi)的信息在邏輯上是完整的 頁的大小固定，由系統(tǒng)劃分 段長可變 對用戶透明 用戶可見 便于存儲保護 適于動態(tài)鏈接和共享 以頁長為單位分配空間不需要緊湊技術(shù) 以段長為單位分配空間 以頁為單位進行交換 以段為單位進行交換 存在內(nèi)零頭 存在外零頭，需采用緊湊技術(shù) 提出分頁管理的目的是為了提高內(nèi)存空間的利用率；提出分段管理的目的除了可以提高內(nèi)存空間的利用率（相對分

24、區(qū)管理而言）外，主要是為了更好的實現(xiàn)程序的共享和動態(tài)鏈接，方便用戶編程。6.根本區(qū)別就在于，虛擬管理允許部分裝入和部分對換，而實存管理不允許這樣做。所謂"部分裝入"，指的是一道應(yīng)用程序不是全部裝入內(nèi)存以后才開始執(zhí)行而是只裝入其中一部分，甚至一點都不裝入就開始運行，然后在運行的構(gòu)成中根據(jù)需要逐步的裝入其余部分；"部分對換"，指的是當內(nèi)存已滿而又有新的將"部分"需要裝入時，要把已在內(nèi)存的某一"部分"換出去，以騰出空間存放新來者。部分裝入和部分對換的結(jié)果是可以用較小的內(nèi)存運行較大的程序。實存管理則不同，它所要求的是整體裝

25、入。7.參考講義8.（1）回收區(qū)與插入點的前一個空閑分區(qū)F1相鄰接，此時應(yīng)將回收區(qū)與插入點的前一分區(qū)合并，不必為回收分區(qū)分配新表項，而只須修改其前一分區(qū)F1的大小。 （2）回收區(qū)與插入點的后一個空閑分區(qū)F2相鄰接，此時應(yīng)將兩分區(qū)合并，形成新的空閑分區(qū)，但用回收區(qū)的首址作為新空閑分區(qū)的首址，大小為兩者之和。 （3）回收區(qū)同時與插入點的前、后兩個分區(qū)鄰接，此時將三個分區(qū)合并，使用F1的表項和F1的首址，取消F2的表項,大小為三者之和。 （4）回收區(qū)既不與F1鄰接，又不與F2鄰接。這時應(yīng)為回收區(qū)單獨建立一新表項,添寫回收區(qū)的首址和大小，并根據(jù)其首址插入到空閑鏈中的適當位置。9.影響缺頁中斷率的因素有

26、四個： 分配給作業(yè)的主存塊數(shù)多則缺頁率低，反之缺頁中斷率就高。 頁面大，缺頁中斷率低；頁面小缺頁中斷率高。 程序編制方法。以數(shù)組運算為例，如果每一行元素存放在一頁中，則按行處理各元素缺頁中斷率低；反之，按列處理各元素，則缺頁中斷率高。 頁面調(diào)度算法對缺頁中斷率影響很大，但不可能找到一種最佳算法。10.所謂碎片是指內(nèi)存中出現(xiàn)的一些零散的小空閑區(qū)域。解決碎片的方法是移動所有占用區(qū)域，使所有的空閑區(qū)合并成一片連續(xù)區(qū)域。這一過程稱為緊湊，這一技術(shù)就是緊湊技術(shù)。11.參考講義三、應(yīng)用題1.因為頁面的大小是100字，所以字地址的低兩位是頁內(nèi)地址其余部分是頁號。因此，進程要依次訪問的頁面號是：1，2，1，0，4，1，3，4，2，1。又因為分配給用戶的主存共300字，即是300/100=3幀。 （2分）（1）FIFO調(diào)度算法執(zhí)行過程：1 2 1 0 4 1 3 4 2 1 缺頁 缺頁 缺頁 缺頁 缺頁 因此，缺頁5次，依