-操作系統(tǒng)chapter4存儲(chǔ)器管理課件

1、第四章 存儲(chǔ)器管理 4.1 存儲(chǔ)器的層次結(jié)構(gòu)4.2 程序的裝入和鏈接 4.3 連續(xù)分配方式 4.4 基本分頁(yè)存儲(chǔ)管理方式 4.5 基本分段存儲(chǔ)管理方式 4.6 虛擬存儲(chǔ)器的基本概念 4.7 請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理方式 4.8 頁(yè)面置換算法 4.9 請(qǐng)求分段存儲(chǔ)管理方式 4.1 程序的裝入和鏈接 圖 4-1 對(duì)用戶程序的處理步驟 4.1.1 程序的裝入1. 絕對(duì)裝入方式(Absolute Loading Mode) 程序中所使用的絕對(duì)地址，既可在編譯或匯編時(shí)給出， 也可由程序員直接賦予。 但在由程序員直接給出絕對(duì)地址時(shí)， 不僅要求程序員熟悉內(nèi)存的使用情況，而且一旦程序或數(shù)據(jù)被修改后，可能要改變程序中的

2、所有地址。因此，通常是寧可在程序中采用符號(hào)地址，然后在編譯或匯編時(shí)，再將這些符號(hào)地址轉(zhuǎn)換為絕對(duì)地址。 2. 可重定位裝入方式(Relocation Loading Mode) 圖 4-2 作業(yè)裝入內(nèi)存時(shí)的情況 3. 動(dòng)態(tài)運(yùn)行時(shí)裝入方式(Denamle Run-time Loading) 動(dòng)態(tài)運(yùn)行時(shí)的裝入程序，在把裝入模塊裝入內(nèi)存后，并不立即把裝入模塊中的相對(duì)地址轉(zhuǎn)換為絕對(duì)地址，而是把這種地址轉(zhuǎn)換推遲到程序真正要執(zhí)行時(shí)才進(jìn)行。因此， 裝入內(nèi)存后的所有地址都仍是相對(duì)地址。 4.1.2 程序的鏈接 1. 靜態(tài)鏈接方式(Static Linking) 圖 4-3 程序鏈接示意圖 靜態(tài)鏈接將目標(biāo)模塊裝配

3、成一個(gè)裝入模塊時(shí)，須解決以下兩個(gè)問(wèn)題： (1) 對(duì)相對(duì)地址進(jìn)行修改。 (2) 變換外部調(diào)用符號(hào)。 2. 裝入時(shí)動(dòng)態(tài)鏈接(Loadtime Dynamic Linking) 優(yōu)點(diǎn)：（1）便于修改和更新。 (2) 便于實(shí)現(xiàn)對(duì)目標(biāo)模塊的共享。3. 運(yùn)行時(shí)動(dòng)態(tài)鏈接(Run-time Dynamic Linking) 近幾年流行起來(lái)的運(yùn)行時(shí)動(dòng)態(tài)鏈接方式，是對(duì)上述在裝入時(shí)鏈接方式的一種改進(jìn)。這種鏈接方式是將對(duì)某些模塊的鏈接推遲到執(zhí)行時(shí)才執(zhí)行，亦即，在執(zhí)行過(guò)程中，當(dāng)發(fā)現(xiàn)一個(gè)被調(diào)用模塊尚未裝入內(nèi)存時(shí)，立即由OS去找到該模塊并將之裝入內(nèi)存， 把它鏈接到調(diào)用者模塊上。凡在執(zhí)行過(guò)程中未被用到的目標(biāo)模塊，都不會(huì)被調(diào)入

4、內(nèi)存和被鏈接到裝入模塊上，這樣不僅可加快程序的裝入過(guò)程，而且可節(jié)省大量的內(nèi)存空間。 4.2 連續(xù)分配方式4.2.1 單一連續(xù)分配 這是最簡(jiǎn)單的一種存儲(chǔ)管理方式，但只能用于單用戶、單任務(wù)的操作系統(tǒng)中。采用這種存儲(chǔ)管理方式時(shí)，可把內(nèi)存分為系統(tǒng)區(qū)和用戶區(qū)兩部分，系統(tǒng)區(qū)僅提供給OS使用，通常是放在內(nèi)存的低址部分；用戶區(qū)是指除系統(tǒng)區(qū)以外的全部?jī)?nèi)存空間， 提供給用戶使用。 4.2.2 固定分區(qū)分配 1. 劃分分區(qū)的方法 分區(qū)大小相等， 即使所有的內(nèi)存分區(qū)大小相等。 (2) 分區(qū)大小不等。 2. 內(nèi)存分配 圖 4-5 固定分區(qū)使用表 4.2.3 動(dòng)態(tài)分區(qū)分配 1. 分區(qū)分配中的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu) 空閑分區(qū)表。 (2)

5、 空閑分區(qū)鏈。 圖 4-6 空閑鏈結(jié)構(gòu) 3. 分區(qū)分配操作 1) 分配內(nèi)存 圖 4-7 內(nèi)存分配流程2) 回收內(nèi)存 圖 4-7 內(nèi)存回收時(shí)的情況 4.3.4 可重定位分區(qū)分配 1. 動(dòng)態(tài)重定位的引入圖 4-8 緊湊的示意 操作系統(tǒng)用戶程序1用戶程序310 KB30 KB用戶程序614 KB用戶程序926 KB操作系統(tǒng)用戶程序1用戶程序3用戶程序6用戶程序980 KB(a) 緊湊前(b) 緊湊后2. 動(dòng)態(tài)重定位的實(shí)現(xiàn) 圖 4-10 動(dòng)態(tài)重定位示意圖 3. 動(dòng)態(tài)重定位分區(qū)分配算法 圖 4-11 動(dòng)態(tài)分區(qū)分配算法流程圖 4.3.5 對(duì)換(Swapping) 1. 對(duì)換的引入 所謂“對(duì)換”， 是指把內(nèi)

6、存中暫時(shí)不能運(yùn)行的進(jìn)程或者暫時(shí)不用的程序和數(shù)據(jù)，調(diào)出到外存上，以便騰出足夠的內(nèi)存空間，再把已具備運(yùn)行條件的進(jìn)程或進(jìn)程所需要的程序和數(shù)據(jù)，調(diào)入內(nèi)存。對(duì)換是提高內(nèi)存利用率的有效措施。 2. 對(duì)換空間的管理 為了能對(duì)對(duì)換區(qū)中的空閑盤(pán)塊進(jìn)行管理，在系統(tǒng)中應(yīng)配置相應(yīng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，以記錄外存的使用情況。其形式與內(nèi)存在動(dòng)態(tài)分區(qū)分配方式中所用數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)相似，即同樣可以用空閑分區(qū)表或空閑分區(qū)鏈。在空閑分區(qū)表中的每個(gè)表目中應(yīng)包含兩項(xiàng)， 即對(duì)換區(qū)的首址及其大小，它們的單位是盤(pán)塊號(hào)和盤(pán)塊數(shù)。 3. 進(jìn)程的換出與換入 (1) 進(jìn)程的換出。 每當(dāng)一進(jìn)程由于創(chuàng)建子進(jìn)程而需要更多的內(nèi)存空間，但又無(wú)足夠的內(nèi)存空間等情況發(fā)生時(shí)，系統(tǒng)

7、應(yīng)將某進(jìn)程換出。 其過(guò)程是：系統(tǒng)首先選擇處于阻塞狀態(tài)且優(yōu)先級(jí)最低的進(jìn)程作為換出進(jìn)程，然后啟動(dòng)盤(pán)塊，將該進(jìn)程的程序和數(shù)據(jù)傳送到磁盤(pán)的對(duì)換區(qū)上。若傳送過(guò)程未出現(xiàn)錯(cuò)誤，便可回收該進(jìn)程所占用的內(nèi)存空間，并對(duì)該進(jìn)程的進(jìn)程控制塊做相應(yīng)的修改。 (2) 進(jìn)程的換入。 系統(tǒng)應(yīng)定時(shí)地查看所有進(jìn)程的狀態(tài)，從中找出“就緒”狀態(tài)但已換出的進(jìn)程，將其中換出時(shí)間(換出到磁盤(pán)上)最久的進(jìn)程作為換入進(jìn)程，將之換入，直至已無(wú)可換入的進(jìn)程或無(wú)可換出的進(jìn)程為止。 4.4 基本分頁(yè)存儲(chǔ)管理方式 4.4.1 頁(yè)面與頁(yè)表 1. 頁(yè)面 1) 頁(yè)面和物理塊 分頁(yè)存儲(chǔ)管理，是將一個(gè)進(jìn)程的邏輯地址空間分成若干個(gè)大小相等的片，稱為頁(yè)面或頁(yè)，并為各

8、頁(yè)加以編號(hào)，從0開(kāi)始，如第0頁(yè)、第1頁(yè)等。相應(yīng)地，也把內(nèi)存空間分成與頁(yè)面相同大小的若干個(gè)存儲(chǔ)塊，稱為(物理)塊或頁(yè)框(frame)， 也同樣為它們加以編號(hào)，如0塊、1塊等等。在為進(jìn)程分配內(nèi)存時(shí)，以塊為單位將進(jìn)程中的若干個(gè)頁(yè)分別裝入到多個(gè)可以不相鄰接的物理塊中。由于進(jìn)程的最后一頁(yè)經(jīng)常裝不滿一塊而形成了不可利用的碎片，稱之為“頁(yè)內(nèi)碎片”。 2) 頁(yè)面大小 在分頁(yè)系統(tǒng)中的頁(yè)面其大小應(yīng)適中。頁(yè)面若太小，一方面雖然可使內(nèi)存碎片減小，從而減少了內(nèi)存碎片的總空間， 有利于提高內(nèi)存利用率，但另一方面也會(huì)使每個(gè)進(jìn)程占用較多的頁(yè)面，從而導(dǎo)致進(jìn)程的頁(yè)表過(guò)長(zhǎng)，占用大量?jī)?nèi)存； 此外，還會(huì)降低頁(yè)面換進(jìn)換出的效率。然而，如

9、果選擇的頁(yè)面較大，雖然可以減少頁(yè)表的長(zhǎng)度，提高頁(yè)面換進(jìn)換出的速度，但卻又會(huì)使頁(yè)內(nèi)碎片增大。因此，頁(yè)面的大小應(yīng)選擇得適中，且頁(yè)面大小應(yīng)是2的冪，通常為512 B8 KB。 2. 地址結(jié)構(gòu) 分頁(yè)地址中的地址結(jié)構(gòu)如下： 頁(yè)號(hào)P位移量W3112110 對(duì)某特定機(jī)器，其地址結(jié)構(gòu)是一定的。若給定一個(gè)邏輯地址空間中的地址為A，頁(yè)面的大小為L(zhǎng)，則頁(yè)號(hào)P和頁(yè)內(nèi)地址d可按下式求得： 3. 頁(yè)表 圖 4-11 頁(yè)表的作用 4.4.2 地址變換機(jī)構(gòu) 1. 基本的地址變換機(jī)構(gòu) 圖 4-12 分頁(yè)系統(tǒng)的地址變換機(jī)構(gòu) 2. 具有快表的地址變換機(jī)構(gòu) 圖 4-13 具有快表的地址變換機(jī)構(gòu) 【例1】考慮一個(gè)由8個(gè)頁(yè)面，每頁(yè)有10

10、24個(gè)字節(jié)組成的邏輯空間，把它裝入到有32個(gè)物理塊的存儲(chǔ)器中，問(wèn)： （1）邏輯地址需要多少二進(jìn)制位表示？ （2）物理地址需要多少二進(jìn)制位表示？解: 因?yàn)轫?yè)面數(shù)為8=23，故需要3位二進(jìn)制數(shù)表示。 每頁(yè)有1024個(gè)字節(jié)，1024=210，于是頁(yè)內(nèi)地址需要10位二進(jìn)制數(shù)表示。 32個(gè)物理塊，需要5位二進(jìn)制數(shù)表示（32=25）。（1）、頁(yè)的邏輯地址由頁(yè)號(hào)和頁(yè)內(nèi)地址組成，所以需要3+10=13位二進(jìn)制數(shù)表示。（2）、頁(yè)的物理地址由塊號(hào)和頁(yè)內(nèi)地址的拼接，所以需要5+10=15位二進(jìn)制數(shù)表示。例2、分頁(yè)存儲(chǔ)管理中頁(yè)表如圖。頁(yè)面大小為1024B，試將邏輯地址1011，2148，4000，5012轉(zhuǎn)化為相應(yīng)的

11、物理地址。 物理地址頁(yè)的大小L塊號(hào)f頁(yè)內(nèi)地址d 解： 設(shè)頁(yè)號(hào)為p，頁(yè)內(nèi)位移為d，則：（1）邏輯地址1011，pINT(1011/1024)0，d1011 mod 10241011。查頁(yè)表第0頁(yè)對(duì)應(yīng)第2塊，物理地址為1024210113059。（2）對(duì)于邏輯地址2148，pINT(2148/1024)2，d2148 mod 1024100。查頁(yè)表第2頁(yè)對(duì)應(yīng)第1塊，物理地址為10241001124。（3）對(duì)于邏輯地址4000，pINT(4000/1024)3，d4000 mod 1024928。查頁(yè)表第3頁(yè)對(duì)應(yīng)第6塊，物理地址為102469287072。（4）對(duì)于邏輯地址5012，pINT(501

12、2/1024)4，d5012 mod 1024916。因頁(yè)號(hào)超過(guò)頁(yè)表長(zhǎng)度，該邏輯地址非法。 頁(yè)號(hào)塊號(hào)021321364.3.3 兩級(jí)和多級(jí)頁(yè)表 現(xiàn)代的大多數(shù)計(jì)算機(jī)系統(tǒng)，都支持非常大的邏輯地址空間(232264)。在這樣的環(huán)境下，頁(yè)表就變得非常大，要占用相當(dāng)大的內(nèi)存空間。例如，對(duì)于一個(gè)具有32位邏輯地址空間的分頁(yè)系統(tǒng)，規(guī)定頁(yè)面大小為4 KB即212 B，則在每個(gè)進(jìn)程頁(yè)表中的頁(yè)表項(xiàng)可達(dá)1兆個(gè)之多。又因?yàn)槊總€(gè)頁(yè)表項(xiàng)占用一個(gè)字節(jié)， 故每個(gè)進(jìn)程僅僅其頁(yè)表就要占用4 KB的內(nèi)存空間，而且還要求是連續(xù)的。 可以采用這樣兩個(gè)方法來(lái)解決這一問(wèn)題： 采用離散分配方式來(lái)解決難以找到一塊連續(xù)的大內(nèi)存空間的問(wèn)題： 只將

13、當(dāng)前需要的部分頁(yè)表項(xiàng)調(diào)入內(nèi)存， 其余的頁(yè)表項(xiàng)仍駐留在磁盤(pán)上，需要時(shí)再調(diào)入。 1. 兩級(jí)頁(yè)表(Two-Level Page Table) 邏輯地址結(jié)構(gòu)可描述如下： 圖 4-14 兩級(jí)頁(yè)表結(jié)構(gòu) 圖 4-15 具有兩級(jí)頁(yè)表的地址變換機(jī)構(gòu) 2. 多級(jí)頁(yè)表 對(duì)于32位的機(jī)器，采用兩級(jí)頁(yè)表結(jié)構(gòu)是合適的；但對(duì)于64位的機(jī)器，如果頁(yè)面大小仍采用4 KB即212 B，那么還剩下52位， 假定仍按物理塊的大小(212位)來(lái)劃分頁(yè)表，則將余下的42位用于外層頁(yè)號(hào)。此時(shí)在外層頁(yè)表中可能有4096 G個(gè)頁(yè)表項(xiàng)， 要占用16384 GB的連續(xù)內(nèi)存空間。 必須采用多級(jí)頁(yè)表，將外層頁(yè)表再進(jìn)行分頁(yè)，也是將各分頁(yè)離散地裝入到不相

14、鄰接的物理塊中，再利用第2級(jí)的外層頁(yè)表來(lái)映射它們之間的關(guān)系。 對(duì)于64位的計(jì)算機(jī)，如果要求它能支持2(=1844744 TB)規(guī)模的物理存儲(chǔ)空間，則即使是采用三級(jí)頁(yè)表結(jié)構(gòu)也是難以辦到的；而在當(dāng)前的實(shí)際應(yīng)用中也無(wú)此必要。4.4 基本分段存儲(chǔ)管理方式 4.4.1 分段存儲(chǔ)管理方式的引入 引入分段存儲(chǔ)管理方式， 主要是為了滿足用戶和程序員的下述一系列需要： 1) 方便編程 2) 信息共享 3) 信息保護(hù) 4) 動(dòng)態(tài)增長(zhǎng) 5) 動(dòng)態(tài)鏈接 4.4.2 分段系統(tǒng)的基本原理 1. 分段 分段地址中的地址具有如下結(jié)構(gòu)： 段號(hào)段內(nèi)地址31 16 15 02. 段表 圖 4-17 利用段表實(shí)現(xiàn)地址映射 圖 4-1

15、8 分段系統(tǒng)的地址變換過(guò)程 3. 地址變換機(jī)構(gòu) 4. 分頁(yè)和分段的主要區(qū)別 分段分頁(yè)劃分單位邏輯上的段(大小不固定)固定大小的頁(yè)采用目的滿足用戶的要求滿足系統(tǒng)的要求（消除碎片、提高內(nèi)存利用率等）地址空間二維：程序員給出段號(hào)和段內(nèi)地址程序員給出一維地址：邏輯地址由系統(tǒng)直接劃分為2部分優(yōu)點(diǎn)4.5.3 信息共享 圖 4-19 分頁(yè)系統(tǒng)中共享editor的示意圖圖 4-20 分段系統(tǒng)中共享editor的示意圖 4.4.4 段頁(yè)式存儲(chǔ)管理方式 1. 基本原理 圖 4-20 作業(yè)地址空間和地址結(jié)構(gòu) 圖 4-21 利用段表和頁(yè)表實(shí)現(xiàn)地址映射 2. 地址變換過(guò)程 圖 4-22 段頁(yè)式系統(tǒng)中的地址變換機(jī)構(gòu) 4.

16、5 虛擬存儲(chǔ)器的基本概念 4.5.1 虛擬存儲(chǔ)器的引入 1. 常規(guī)存儲(chǔ)器管理方式的特征 一次性。 (2) 駐留性。 2. 局部性原理 早在1968年， Denning.P就曾指出： (1) 程序執(zhí)行時(shí)， 除了少部分的轉(zhuǎn)移和過(guò)程調(diào)用指令外， 在大多數(shù)情況下仍是順序執(zhí)行的。 (2) 過(guò)程調(diào)用將會(huì)使程序的執(zhí)行軌跡由一部分區(qū)域轉(zhuǎn)至另一部分區(qū)域， 但經(jīng)研究看出，過(guò)程調(diào)用的深度在大多數(shù)情況下都不超過(guò)5。 (3) 程序中存在許多循環(huán)結(jié)構(gòu)， 這些雖然只由少數(shù)指令構(gòu)成， 但是它們將多次執(zhí)行。 (4) 程序中還包括許多對(duì)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的處理， 如對(duì)數(shù)組進(jìn)行操作， 它們往往都局限于很小的范圍內(nèi)。 局限性又表現(xiàn)在下述兩個(gè)方

17、面： (1) 時(shí)間局限性。如果程序中的某條指令一旦執(zhí)行， 則不久以后該指令可能再次執(zhí)行；如果某數(shù)據(jù)被訪問(wèn)過(guò)， 則不久以后該數(shù)據(jù)可能再次被訪問(wèn)。產(chǎn)生時(shí)間局限性的典型原因，是由于在程序中存在著大量的循環(huán)操作。 (2) 空間局限性。一旦程序訪問(wèn)了某個(gè)存儲(chǔ)單元，在不久之后，其附近的存儲(chǔ)單元也將被訪問(wèn)，即程序在一段時(shí)間內(nèi)所訪問(wèn)的地址，可能集中在一定的范圍之內(nèi)，其典型情況便是程序的順序執(zhí)行。 3. 虛擬存儲(chǔ)器定義 所謂虛擬存儲(chǔ)器， 是指具有請(qǐng)求調(diào)入功能和置換功能， 能從邏輯上對(duì)內(nèi)存容量加以擴(kuò)充的一種存儲(chǔ)器系統(tǒng)。其邏輯容量由內(nèi)存容量和外存容量之和所決定，其運(yùn)行速度接近于內(nèi)存速度，而每位的成本卻又接近于外存。

18、可見(jiàn)，虛擬存儲(chǔ)技術(shù)是一種性能非常優(yōu)越的存儲(chǔ)器管理技術(shù)，故被廣泛地應(yīng)用于大、 中、 小型機(jī)器和微型機(jī)中。 4.5.2 虛擬存儲(chǔ)器的實(shí)現(xiàn)方法 1. 分頁(yè)請(qǐng)求系統(tǒng) 硬件支持。 請(qǐng)求分頁(yè)的頁(yè)表機(jī)制，它是在純分頁(yè)的頁(yè)表機(jī)制上增加若干項(xiàng)而形成的，作為請(qǐng)求分頁(yè)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)； 缺頁(yè)中斷機(jī)構(gòu)，即每當(dāng)用戶程序要訪問(wèn)的頁(yè)面尚未調(diào)入內(nèi)存時(shí) 便產(chǎn)生一缺頁(yè)中斷，以請(qǐng)求OS將所缺的頁(yè)調(diào)入內(nèi)存； 地址變換機(jī)構(gòu)， 它同樣是在純分頁(yè)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(qǐng)求分頁(yè)的軟件。4.5.3 虛擬存儲(chǔ)器的特征 多次性 對(duì)換性3、 虛擬性 4.6 請(qǐng)求分頁(yè)存儲(chǔ)管理方式 4.6.1 請(qǐng)求分頁(yè)中的硬件支持 1. 頁(yè)表機(jī)制 頁(yè)

19、號(hào) 物理塊號(hào) 狀態(tài)位P 訪問(wèn)字段A 修改位M外存地址 2. 缺頁(yè)中斷機(jī)構(gòu) 圖 4-23 涉及6次缺頁(yè)中斷的指令 3. 地址變換機(jī)構(gòu) 圖 4-24 請(qǐng)求分頁(yè)中的地址變換過(guò)程 4.6.2 內(nèi)存分配策略和分配算法 1. 最小物理塊數(shù)的確定 是指能保證進(jìn)程正常運(yùn)行所需的最小物理塊數(shù)。當(dāng)系統(tǒng)為進(jìn)程分配的物理塊數(shù)少于此值時(shí)，進(jìn)程將無(wú)法運(yùn)行。進(jìn)程應(yīng)獲得的最少物理塊數(shù)與計(jì)算機(jī)的硬件結(jié)構(gòu)有關(guān)，取決于指令的格式、 功能和尋址方式。對(duì)于某些簡(jiǎn)單的機(jī)器，若是單地址指令且采用直接尋址方式，則所需的最少物理塊數(shù)為2。其中，一塊是用于存放指令的頁(yè)面，另一塊則是用于存放數(shù)據(jù)的頁(yè)面。如果該機(jī)器允許間接尋址時(shí)，則至少要求有三個(gè)物

20、理塊。對(duì)于某些功能較強(qiáng)的機(jī)器， 其指令長(zhǎng)度可能是兩個(gè)或多于兩個(gè)字節(jié)，因而其指令本身有可能跨兩個(gè)頁(yè)面，且源地址和目標(biāo)地址所涉及的區(qū)域也都可能跨兩個(gè)頁(yè)面。2. 物理塊的分配策略 在請(qǐng)求分頁(yè)系統(tǒng)中，可采取兩種內(nèi)存分配策略，即固定和可變分配策略。在進(jìn)行置換時(shí)， 也可采取兩種策略，即全局置換和局部置換。于是可組合出以下三種適用的策略。 1) 固定分配局部置換(Fixed Allocation, Local Replacement) 2) 可變分配全局置換(Variable Allocation, Global Replacement) 3) 可變分配局部置換(Variable Allocation, L

21、ocal Replacemen 3. 物理塊分配算法 1) 平均分配算法 這是將系統(tǒng)中所有可供分配的物理塊，平均分配給各個(gè)進(jìn)程。 例如，當(dāng)系統(tǒng)中有100個(gè)物理塊，有5個(gè)進(jìn)程在運(yùn)行時(shí)，每個(gè)進(jìn)程可分得20個(gè)物理塊。這種方式貌似公平，但實(shí)際上是不公平的，因?yàn)樗纯紤]到各進(jìn)程本身的大小。如有一個(gè)進(jìn)程其大小為200頁(yè)，只分配給它20個(gè)塊，這樣，它必然會(huì)有很高的缺頁(yè)率；而另一個(gè)進(jìn)程只有10頁(yè)，卻有10個(gè)物理塊閑置未用。 2) 按比例分配算法 這是根據(jù)進(jìn)程的大小按比例分配物理塊的算法。如果系統(tǒng)中共有n個(gè)進(jìn)程，每個(gè)進(jìn)程的頁(yè)面數(shù)為Si，則系統(tǒng)中各進(jìn)程頁(yè)面數(shù)的總和為：又假定系統(tǒng)中可用的物理塊總數(shù)為m，則每個(gè)進(jìn)程所

22、能分到的物理塊數(shù)為bi，將有：b應(yīng)該取整，它必須大于最小物理塊數(shù)。 3) 考慮優(yōu)先權(quán)的分配算法 在實(shí)際應(yīng)用中，為了照顧到重要的、緊迫的作業(yè)能盡快地完成， 應(yīng)為它分配較多的內(nèi)存空間。通常采取的方法是把內(nèi)存中可供分配的所有物理塊分成兩部分：一部分按比例地分配給各進(jìn)程；另一部分則根據(jù)各進(jìn)程的優(yōu)先權(quán)，適當(dāng)?shù)卦黾悠湎鄳?yīng)份額后，分配給各進(jìn)程。在有的系統(tǒng)中，如重要的實(shí)時(shí)控制系統(tǒng)，則可能是完全按優(yōu)先權(quán)來(lái)為各進(jìn)程分配其物理塊的。 4.6.3 調(diào)頁(yè)策略 1. 何時(shí)調(diào)入頁(yè)面 預(yù)調(diào)頁(yè)策略 2) 請(qǐng)求調(diào)頁(yè)策略 2. 從何處調(diào)入頁(yè)面 在請(qǐng)求分頁(yè)系統(tǒng)中的外存分為兩部分：用于存放文件的文件區(qū)和用于存放對(duì)換頁(yè)面的對(duì)換區(qū)。通常，

23、由于對(duì)換區(qū)是采用連續(xù)分配方式，而事件是采用離散分配方式，故對(duì)換區(qū)的磁盤(pán)I/O速度比文件區(qū)的高。這樣，每當(dāng)發(fā)生缺頁(yè)請(qǐng)求時(shí)，系統(tǒng)應(yīng)從何處將缺頁(yè)調(diào)入內(nèi)存，可分成如下三種情況： (1) 系統(tǒng)擁有足夠的對(duì)換區(qū)空間，這時(shí)可以全部從對(duì)換區(qū)調(diào)入所需頁(yè)面，以提高調(diào)頁(yè)速度。為此，在進(jìn)程運(yùn)行前， 便須將與該進(jìn)程有關(guān)的文件，從文件區(qū)拷貝到對(duì)換區(qū)。 (2) 系統(tǒng)缺少足夠的對(duì)換區(qū)空間，這時(shí)凡是不會(huì)被修改的文件，都直接從文件區(qū)調(diào)入；而當(dāng)換出這些頁(yè)面時(shí)，由于它們未被修改而不必再將它們換出，以后再調(diào)入時(shí)，仍從文件區(qū)直接調(diào)入。但對(duì)于那些可能被修改的部分，在將它們換出時(shí)，便須調(diào)到對(duì)換區(qū)，以后需要時(shí)，再?gòu)膶?duì)換區(qū)調(diào)入。 (3) UNI

24、X方式。由于與進(jìn)程有關(guān)的文件都放在文件區(qū)，故凡是未運(yùn)行過(guò)的頁(yè)面，都應(yīng)從文件區(qū)調(diào)入。而對(duì)于曾經(jīng)運(yùn)行過(guò)但又被換出的頁(yè)面，由于是被放在對(duì)換區(qū)，因此在下次調(diào)入時(shí)，應(yīng)從對(duì)換區(qū)調(diào)入。由于UNIX系統(tǒng)允許頁(yè)面共享，因此， 某進(jìn)程所請(qǐng)求的頁(yè)面有可能已被其它進(jìn)程調(diào)入內(nèi)存，此時(shí)也就無(wú)須再?gòu)膶?duì)換區(qū)調(diào)入。 3. 頁(yè)面調(diào)入過(guò)程 每當(dāng)程序所要訪問(wèn)的頁(yè)面未在內(nèi)存時(shí)，便向CPU發(fā)出一缺頁(yè)中斷，中斷處理程序首先保留CPU環(huán)境，分析中斷原因后， 轉(zhuǎn)入缺頁(yè)中斷處理程序。該程序通過(guò)查找頁(yè)表，得到該頁(yè)在外存的物理塊后， 如果此時(shí)內(nèi)存能容納新頁(yè)，則啟動(dòng)磁盤(pán)I/O將所缺之頁(yè)調(diào)入內(nèi)存，然后修改頁(yè)表。如果內(nèi)存已滿，則須先按照某種置換算法從內(nèi)存

25、中選出一頁(yè)準(zhǔn)備換出；如果該頁(yè)未被修改過(guò)，可不必將該頁(yè)寫(xiě)回磁盤(pán)；但如果此頁(yè)已被修改， 則必須將它寫(xiě)回磁盤(pán)，然后再把所缺的頁(yè)調(diào)入內(nèi)存， 并修改頁(yè)表中的相應(yīng)表項(xiàng)，置其存在位為“1”，并將此頁(yè)表項(xiàng)寫(xiě)入快表中。在缺頁(yè)調(diào)入內(nèi)存后，利用修改后的頁(yè)表， 去形成所要訪問(wèn)數(shù)據(jù)的物理地址，再去訪問(wèn)內(nèi)存數(shù)據(jù)。 4.7 頁(yè)面置換算法 4.7.1 最佳置換算法和先進(jìn)先出置換算法 1. 最佳(Optimal)置換算法 最佳置換算法是由Belady于1966年提出的一種理論上的算法。 其所選擇的被淘汰頁(yè)面，將是以后永不使用的， 或許是在最長(zhǎng)(未來(lái))時(shí)間內(nèi)不再被訪問(wèn)的頁(yè)面。采用最佳置換算法，通常可保證獲得最低的缺頁(yè)率。 假定系

26、統(tǒng)為某進(jìn)程分配了三個(gè)物理塊， 并考慮有以下的頁(yè)面號(hào)引用串：7，0，1，2，0，3，0，4，2，3，0，3，2，1，2，0，1，7，0，1 進(jìn)程運(yùn)行時(shí)， 先將7，0，1三個(gè)頁(yè)面裝入內(nèi)存。 以后， 當(dāng)進(jìn)程要訪問(wèn)頁(yè)面2時(shí)， 將會(huì)產(chǎn)生缺頁(yè)中斷。此時(shí)OS根據(jù)最佳置換算法， 將選擇頁(yè)面7予以淘汰。 圖 4-25 利用最佳頁(yè)面置換算法時(shí)的置換圖 2. 先進(jìn)先出(FIFO)頁(yè)面置換算法 圖 4-26 利用FIFO置換算法時(shí)的置換圖 4.7.2 最近最久未使用(LRU)置換算法 1. LRU(Least Recently Used)置換算法的描述 圖 4-27 LRU頁(yè)面置換算法 2. LRU置換算法的硬件支持

27、 1) 寄存器 為了記錄某進(jìn)程在內(nèi)存中各頁(yè)的使用情況，須為每個(gè)在內(nèi)存中的頁(yè)面配置一個(gè)移位寄存器，可表示為 R=Rn-1Rn-2Rn-3 R2R1R0 圖 4-28 某進(jìn)程具有8個(gè)頁(yè)面時(shí)的LRU訪問(wèn)情況 2) 棧 圖 4-29 用棧保存當(dāng)前使用頁(yè)面時(shí)棧的變化情況 4.7.3 Clock置換算法 1. 簡(jiǎn)單的Clock置換算法 圖 4-30 簡(jiǎn)單Clock置換算法的流程和示例 2. 改進(jìn)型Clock置換算法 由訪問(wèn)位A和修改位M可以組合成下面四種類型的頁(yè)面： 1類(A=0, M=0): 表示該頁(yè)最近既未被訪問(wèn)， 又未被修改， 是最佳淘汰頁(yè)。 2類(A=0, M=1)： 表示該頁(yè)最近未被訪問(wèn)， 但已

28、被修改， 并不是很好的淘汰頁(yè)。 3類(A=1, M=0)： 最近已被訪問(wèn)， 但未被修改， 該頁(yè)有可能再被訪問(wèn)。 4類(A=1, M=1): 最近已被訪問(wèn)且被修改， 該頁(yè)可能再被訪問(wèn)。 其執(zhí)行過(guò)程可分成以下三步： (1) 從指針?biāo)甘镜漠?dāng)前位置開(kāi)始， 掃描循環(huán)隊(duì)列， 尋找A=0且M=0的第一類頁(yè)面， 將所遇到的第一個(gè)頁(yè)面作為所選中的淘汰頁(yè)。 在第一次掃描期間不改變?cè)L問(wèn)位A。 (2) 如果第一步失敗，即查找一周后未遇到第一類頁(yè)面， 則開(kāi)始第二輪掃描，尋找A=0且M=1的第二類頁(yè)面，將所遇到的第一個(gè)這類頁(yè)面作為淘汰頁(yè)。在第二輪掃描期間，將所有掃描過(guò)的頁(yè)面的訪問(wèn)位都置0。 (3) 如果第二步也失敗，亦即未找到第二類頁(yè)面，則將指針?lè)祷氐介_(kāi)始的位置，并將所有的訪問(wèn)位復(fù)0。 然后重復(fù)第一步，如果仍失敗，必要時(shí)再重