第四章部分習(xí)題答案

1、習(xí)題四3、何謂靜態(tài)鏈接？何謂裝入時(shí)動態(tài)鏈接和運(yùn)行時(shí)的動態(tài)鏈接？答： （1） 靜態(tài)鏈接。在程序運(yùn)行之前，先將各目標(biāo)模塊及它們所需的庫函數(shù)，鏈 接成一個(gè)完整的裝配模塊， 以后不再拆開。 我們把這種事先進(jìn)行鏈接的方式稱為 靜態(tài)鏈接方式。（2） 裝入時(shí)動態(tài)鏈接。這是指將用戶源程序編譯后所得到的一組目標(biāo)模塊， 在裝入內(nèi)存時(shí)，采用邊裝入邊鏈接的鏈接方式。（3） 運(yùn)行時(shí)動態(tài)鏈接。這是指對某些目標(biāo)模塊的鏈接，是在程序執(zhí)行中需要 該（目標(biāo)）模塊時(shí)，才對它進(jìn)行的鏈接。6、為什么要引入動態(tài)重定位？如何實(shí)現(xiàn)？ 答：（1）在連續(xù)分配方式中， 必須把一個(gè)系統(tǒng)或用戶程序裝入一連續(xù)的內(nèi)存空間。 如果在系統(tǒng)中只有若干個(gè)小的分區(qū)

2、， 即使它們?nèi)萘康目偤痛笥谝b入的程序， 但 由于這些分區(qū)不相鄰接， 也無法把該程序裝入內(nèi)存。 這種不能被利用的小分區(qū)稱 為“零頭”或“碎片 ”。為了消除零頭所以要引入動態(tài)重定位。（2）在動態(tài)運(yùn)行時(shí)裝入的方式中，作業(yè)裝入內(nèi)存后的所有地址都仍然是相對地 址，將相對地址轉(zhuǎn)換為物理地址的工作，被推遲到程序指令要真正執(zhí)行時(shí)進(jìn)行。 為使地址的轉(zhuǎn)換不會影響到指令的執(zhí)行速度，必須有硬件地址變換機(jī)構(gòu)的支持， 即須在系統(tǒng)中增設(shè)一個(gè)重定位寄存器，用它來存放程序 （數(shù)據(jù) ）在內(nèi)存中的起始地 址。程序在執(zhí)行時(shí)， 真正訪問的內(nèi)存地址是相對地址與重定位寄存器中的地址相 加而形成的。 地址變換過程是在程序執(zhí)行期間， 隨著對

3、每條指令或數(shù)據(jù)的訪問自 動進(jìn)行的，故稱為動態(tài)重定位。14、較詳細(xì)地說明引入分段存儲管理是為了滿足用戶哪幾方面的需要。答： 1） 方便編程 通常，用戶把自己的作業(yè)按照邏輯關(guān)系劃分為若干個(gè)段，每個(gè)段都是從 0 開始編址，并有自己的名字和長度。因此，希望要訪問的邏輯地址是由段名（段號 ）和段內(nèi)偏移量 （段內(nèi)地址 ）決定的。2) 信息共享 在實(shí)現(xiàn)對程序和數(shù)據(jù)的共享時(shí)， 是以信息的邏輯單位為基礎(chǔ)的。 比如，共享 某個(gè)例程和函數(shù)。分頁系統(tǒng)中的 “頁 ”只是存放信息的物理單位 (塊)，并無完整的 意義，不便于實(shí)現(xiàn)共享；然而段卻是信息的邏輯單位。由此可知，為了實(shí)現(xiàn)段的 共享，希望存儲管理能與用戶程序分段的組織

4、方式相適應(yīng)。3) 信息保護(hù) 信息保護(hù)同樣是對信息的邏輯單位進(jìn)行保護(hù)， 因此，分段管理方式能更有效 和方便地實(shí)現(xiàn)信息保護(hù)功能。4) 動態(tài)增長 在實(shí)際應(yīng)用中，往往有些段，特別是數(shù)據(jù)段，在使用過程中會不斷地增長， 而事先又無法確切地知道數(shù)據(jù)段會增長到多大。前述的其它幾種存儲管理方式， 都難以應(yīng)付這種動態(tài)增長的情況，而分段存儲管理方式卻能較好地解決這一問 題。5) 動態(tài)鏈接 動態(tài)鏈接是指在作業(yè)運(yùn)行之前， 并不把幾個(gè)目標(biāo)程序段鏈接起來。 要運(yùn)行時(shí)， 先將主程序所對應(yīng)的目標(biāo)程序裝入內(nèi)存并啟動運(yùn)行， 當(dāng)運(yùn)行過程中又需要調(diào)用某 段時(shí)，才將該段 (目標(biāo)程序 )調(diào)入內(nèi)存并進(jìn)行鏈接?？梢姡瑒討B(tài)鏈接也要求以段作 為管

5、理的單位。17、分頁和分段存儲管理有何區(qū)別？答： (1) 頁是信息的物理單位，分頁是為實(shí)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。 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。(2) 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(jī)器硬件實(shí)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(jìn)行編譯時(shí)， 根據(jù)信息的性質(zhì)來劃分。(3) 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(gè)記憶符， 即可表示一個(gè)地址； 而分

6、段的作業(yè)地址空間則是二維的， 程序員在標(biāo)識一個(gè)地址時(shí)，既需給出段名，又需給出段內(nèi)地址19、虛擬存儲器有哪些特征？其中最本質(zhì)的特征是什么？ 答：多次性，對換性，虛擬性。其中最本質(zhì)的特征是多次性。21、實(shí)現(xiàn)虛擬存儲器需要哪幾個(gè)關(guān)鍵技術(shù)？ 答：以分頁請求為例，請求分段和請求段頁式與此類似：1） 硬件支持 主要的硬件支持有： 請求分頁的頁表機(jī)制， 它是在純分頁的頁表機(jī)制上增加若干項(xiàng)而形成的， 作為請求分頁的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)； 缺頁中斷機(jī)構(gòu)，即每當(dāng)用戶程序要訪問的頁面尚未調(diào)入內(nèi)存時(shí)，便產(chǎn)生 一缺頁中斷，以請求 OS 將所缺的頁調(diào)入內(nèi)存； 地址變換機(jī)構(gòu)，它同樣是在純分頁地址變換機(jī)構(gòu)的基礎(chǔ)上發(fā)展形成的。2） 實(shí)現(xiàn)請

7、求分頁的軟件 這里包括有用于實(shí)現(xiàn)請求調(diào)頁的軟件和實(shí)現(xiàn)頁面置換的軟件。 它們在硬件的 支持下，將程序正在運(yùn)行時(shí)所需的頁面 （尚未在內(nèi)存中的 ）調(diào)入內(nèi)存，再將內(nèi)存中 暫時(shí)不用的頁面從內(nèi)存置換到磁盤上。第四章補(bǔ)充習(xí)題1、某系統(tǒng)采用頁式存儲管理策略，擁有邏輯空間32頁，每頁為2KB,擁有物理空間 1MB（1）寫出邏輯地址的格式。 （頁號占高幾位，業(yè)內(nèi)地址占低幾位，總共多少位）（ 2）若不考慮訪問權(quán)限等，進(jìn)程的頁表項(xiàng)有多少項(xiàng)？每項(xiàng)至少有多少位？（3）如果物理空間減少一半，頁表結(jié)構(gòu)應(yīng)相應(yīng)作怎樣的改變？ 答：（1）該系統(tǒng)擁有邏輯空間 32頁，故邏輯地址中頁號必須用 5位來描述，而 每頁為2KB,因此，頁內(nèi)地

8、址必須用11位來描述。這樣，可得到它的邏輯地址格式為：第 0位到第 10位為頁內(nèi)地址，第 11位到第 15位為頁號，總共 16位。（2）每個(gè)進(jìn)程最多有 32 個(gè)頁面，因此，進(jìn)城的頁表項(xiàng)最多為 32 項(xiàng)；若不考慮 訪問權(quán)限等，貝U每個(gè)頁表項(xiàng)中只需給出頁所對應(yīng)的物理塊號。1MB的物理空間可分為 220/211=29個(gè)內(nèi)存塊，故每個(gè)頁表項(xiàng)至少 9 位。（3）若物理空間減少一半，貝頁表中頁表項(xiàng)數(shù)仍不變，但每項(xiàng)的長度可減少1位。2、已知某分頁系統(tǒng)，主存容量為 64KB頁面大小為1KB對于一個(gè)4頁大的作 業(yè)，其 0， 1， 2， 3 頁分別被分配到主存的 2、 4、 6、 7 塊中。（ 1 ）將十進(jìn)制的邏

9、輯地址 1023， 2500， 3500， 4500轉(zhuǎn)換成物理地址。 （2）以十進(jìn)制的邏輯地址 1 023為例畫出地址變換過程圖。答：（1）對于上述邏輯地址，可先計(jì)算出它們的頁號和頁內(nèi)地址（邏輯地址除以 頁面大小得到的商為頁號，余數(shù)為頁內(nèi)地址） ，然后通過頁表轉(zhuǎn)換成對應(yīng)的物理 地址：邏輯地址1023。1023/1K，得到頁號為0,頁內(nèi)地址為1023,查頁表找到對應(yīng)的 物理塊號為 2。故物理地址為 2*1K+1023=3071。邏輯地址2500。2500/1K，得到頁號為2,頁內(nèi)地址為452，查頁表找到對應(yīng)的 物理塊號為 6。故物理地址為 6*1K+452=6596。邏輯地址3500。3500/

10、1K，得到頁號為3,頁內(nèi)地址為428，查頁表找到對應(yīng)的 物理塊號為 7。故物理地址為 7*1K+428=7596。邏輯地址4500。4500/1K，得到頁號為4,頁內(nèi)地址為404,因頁號大于頁表長 度，故產(chǎn)生越界中斷。- 4 -3、已知某系統(tǒng)頁面長4KB，每個(gè)頁表項(xiàng)為4B，采用多層分頁策略映射64位的 用戶地址空間。若限定最高頁表只占1頁，則它可采用幾層分頁策略？答：由題意可知，該系統(tǒng)的用戶地址空間為264B，而頁的大小為4KB，故一作業(yè)最多可有264/212 (即252)個(gè)頁，其頁表的大小則為252*4 (即254)B。因此， 又可將頁表分成242個(gè)頁表頁，并為它建立兩級頁表，兩級頁表的大小

11、為244Bo依次類推，可知道它的3、4、5、6級頁表的長度分別是234B、224B、2%、2°B， 故必須采取6層分頁策略。4、在采用局部置換策略的請求分頁系統(tǒng)中，分配給某個(gè)作業(yè)的內(nèi)存塊數(shù)為4，其中存放的四個(gè)頁面的情況如下表所示。 設(shè)表中的所有數(shù)字均為十進(jìn)制數(shù)，所有 時(shí)間都是從進(jìn)程開始運(yùn)行時(shí)從 0開始計(jì)數(shù)的時(shí)鐘數(shù)。請問，如果系統(tǒng)采用下列置 換算法，將選擇哪一頁進(jìn)行換出？(1) FIFO算法；(2) LRU算法；(3) 改進(jìn)的Clock算法。物理塊虛頁號裝入時(shí)間最后一次訪問時(shí)訪問位修改位間0260157011116016110202615800332016311答：分析：FIFO算法選

12、擇最先裝入內(nèi)存的頁面進(jìn)行換出；LRU算法即選擇最近最長時(shí)間沒被使用的頁面進(jìn)行換出；改進(jìn)的Clock算法優(yōu)先選擇訪問位和修改位為0的頁面進(jìn)行換出。所以，F(xiàn)IFO算法選擇的換出頁面是物理塊 3中的第3頁°LRU算法選擇的換 出頁是物理塊0中的第2頁。改進(jìn)Clock算法選擇的換出頁是物理塊2中的 第0頁。5、某虛擬存儲器的用戶空間共有32個(gè)頁面，每頁1KB主存16KB假定某時(shí)刻 系統(tǒng)為用戶的第0、1、2、3頁分配的物理塊號為5、10、4、7,而該用戶作業(yè) 的長度為6頁，試將十六進(jìn)制的虛擬地址 0A5C 103C 1A5C轉(zhuǎn)換成物理地址。 答：由題目所給出條件可知，該系統(tǒng)的邏輯地址有15位，其中高5位為頁號， 低10位為頁內(nèi)地址；物理地址有14位，其中高4位為塊號，低10位為塊內(nèi) 地址。另外，由于題目中給出的邏輯地址是16進(jìn)制數(shù)，故可先將其轉(zhuǎn)換成二進(jìn)制數(shù)以直接獲得頁號和頁內(nèi)地址，再完成地址的轉(zhuǎn)換。 邏輯地址（0A5C 16的頁號