[管理學(xué)]第4章存儲管理-資料下載頁

　　

【正文】 部性原理考慮的。所謂 局部性原理 ，是指在一段時間，進程集中在一組子程序或循環(huán)中執(zhí)行，導(dǎo)致所有的存貯器訪問局限于進程地址空間的一個固定子集。 LRU算法 是較好的一個算法 。 但為實現(xiàn) LRU，系統(tǒng)的開銷太大 。 最近最少使用的頁面淘汰算法 (LRU) 多少 ?有無 最近最久未使用頁面淘汰算法 仍然難以實現(xiàn) 現(xiàn)在一般采用近擬 LRU算法 最近最少使用的頁面淘汰算法 (LRU) 例 2：計算缺頁次數(shù) 某程序在內(nèi)存中分配三個頁面 ,初始為空 ,頁面走向為 4,3,2,1,4,3,5,4,3,2,1,5。 LRU 4 3 2 1 4 3 5 4 3 2 1 5 頁 1 4 4 4 1 1 1 5 5 5 2 2 2 頁 2 3 3 3 4 4 4 4 4 4 1 1 頁 3 2 2 2 3 3 3 3 3 3 5 x x x x x x x v v x x x 共缺頁中斷 10次 命中率 =2/12*100%=% 最近最少使用的頁面淘汰算法 (LRU) LRU近似算法 ： 在頁表中增加一 訪問位 ，每當(dāng)訪問一頁時，將該頁的訪問位由硬件置 1，軟件周期（ T）性地將所有訪問位置 0。在時間 T內(nèi)，訪問過的頁其訪問位為 1，反之為 0，淘汰為 0 的頁。 缺點： T難定 。 太小 ，訪問位為 0的頁相當(dāng)多，所選的不一定是最久未用的。 太大 ，所有頁的引用位可能都為 1，找不到合適的淘汰頁。 練習(xí) 某程序在內(nèi)存中分配 四 個塊，訪問頁的走向為 4， 2， 3， 2， 4， 5， 2， 4， 2， 3，1， 4，按 LRU 、 FIFO、 OPT算法分別計算缺頁次數(shù) ,假設(shè)開始時所有頁均不在內(nèi)存。 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(dǎo)致系統(tǒng)崩潰。這種現(xiàn)象稱為 顛簸 或 抖動 原因： ?頁面淘汰算法不合理 ?分配給進程的物理頁面數(shù)太少 顛簸（抖動） 請求頁式存貯管理 段式存儲管理 1 段式存儲管理基本思想 用戶程序劃分 按程序自身的邏輯關(guān)系劃分為若干個程序段，每個程序段都有一個段名，且有一個 段號 。段號從 0開始，每一段段內(nèi)也從 0開始編址，段內(nèi)地址是連續(xù)的 邏輯地址 段號 段內(nèi)地址 1 段式存儲管理基本思想 內(nèi)存劃分 內(nèi)存空間被動態(tài)地劃分為若干個長度不相同的區(qū)域，稱為 物理段 ，每個 物理段 由 起始地址 和 長度確定 內(nèi)存分配 以段為單位分配內(nèi)存，每一個段在內(nèi)存中占據(jù)連續(xù)空間 (內(nèi)存隨機分割，需要多少分配多少 )，但各段之間可以不連續(xù)存放。 段式存儲管理 2 段地址映射 1) 地址映射數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu) 段地址映射的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)有 段表 、 段表首址指針和段表的長度 。 段表首址指針和段表長度 存放在進程自己的 PCB中 。 段表 一般包括有 段的長度 、段的首址 和 存取狀態(tài) 等信息 。 每一進程有一個段表 ， 程序的每一個段在段表中占用一個表目 。 段號 0 1 2 段首址 段長度 58K 20K 100K 110K 260K 140K 2 段地址映射 2)段地址變換 :段地址變換由硬件地址變換機構(gòu)完成 L B 段表長 段表地址 段 表 寄存器 + s d 段號 段內(nèi)地址 邏輯地址 段長 內(nèi)存始址 1K 500 6 K 10 K 段表 … … … + d m ? 訪內(nèi)地址 10K 內(nèi)存 段長 Y N 地址越界，發(fā)生中斷 說明 段地址映射過程為： 程序地址字送入虛地址寄存器 VR中 。 取出段號 s和段內(nèi)位移 d。 根據(jù)段表首址指針找到段表 ， 查找段號為 s的表目 ， 得到該段的首地址 。 把段首地址與段內(nèi)位移 d相加 ， 形成內(nèi)存地址送入 MR中 ， 并以此地址訪問內(nèi)存 。 3）快表 同頁地址變換一樣 ， 在段地址變換過程中 ，也有兩次訪問內(nèi)存的問題 。 為了加快訪問內(nèi)存的速度也可采用快速存儲器組成快表 。 2 段地址映射 地址映射及存儲保護機制 地址越界 比較 比較 b + d 段 表 快表 物理地址 L b . . . S L b 地址越界 d=L d=L S= Cl + Cl Cb 段號 S 段內(nèi)地址 d 段表始址寄存器 段表長度寄存器 邏輯地址 地址越界 比較 具有快表的段地址映射 3 分段與分頁技術(shù)的比較 分段與分頁主要有以下差別： 段是依據(jù)程序的邏輯結(jié)構(gòu)劃分的 ， 頁是按內(nèi)存線性空間物理劃分的 。 段式技術(shù)中程序地址空間是二維的 ， 分頁技術(shù)中程序地址空間是一維的 。 段是面向用戶的 ， 頁對用戶而言是透明的 。 段長由用戶決定，且各段的大小一般不相等，唯一的限制是最大長度。面頁長是由系統(tǒng)決定的，各頁的長度必須相等。 段的共享比頁的共享更容易。 4 段式存儲管理方案小結(jié) 優(yōu)點： 便于動態(tài)申請內(nèi)存 管理和使用統(tǒng)一化 便于共享 便于動態(tài)鏈接 缺點： 產(chǎn)生碎片 段頁式存儲管理方式 產(chǎn)生背景 : 結(jié)合頁式段式優(yōu)點 ,克服二者的缺點 1 段頁式存儲管理基本思想 用戶程序劃分 按段式劃分（對用戶來講，按段的邏輯關(guān)系進行劃分；對系統(tǒng)講，按頁劃分每一段） 邏輯地址 內(nèi)存劃分 : 按頁式存儲管理方案 內(nèi)存分配 : 以頁為單位進行分配 段號 段內(nèi)地址 頁號 頁內(nèi)地址 段表 ：記錄了每一段的頁表始址和頁表長度 頁表 ：記錄了邏輯頁號與內(nèi)存塊號的對應(yīng)關(guān)系(每一段有一個 ,一個程序可能有多個頁表 ) 內(nèi)存分配管理 ：同頁式管理 2 地址映射 段頁式存儲管理方式 2 地址映射 0123段表寄存器＞＋ 段表始址 段表長度段超長 段號 s 頁號 p 頁內(nèi)地址0123段表＋頁表b 塊號 b 塊內(nèi)地址頁表長度 頁表始址段頁式存儲管理的優(yōu)點 ： ?提供了虛存的功能 ?無緊縮問題，也沒有頁外碎片的存在 ?便于處理變化的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu) ?便于共享和控制存取訪問權(quán)限。 缺點 ： ?增加了軟件的復(fù)雜性和管理開銷 ?需要更多的硬件支持 ?各種表格要占用一定的存儲空間 ?存在著系統(tǒng)抖動現(xiàn)象 ?存在著頁內(nèi)碎片的問題。 3 段頁式存儲管理的優(yōu)缺點 作業(yè) 1. 解釋下列概念：物理地址，邏輯地址，邏輯地址空間、內(nèi)存空間。 2. 什么叫重定位？區(qū)分靜態(tài)重定位和動態(tài)重定位的根據(jù)是什么？ 3. 什么是虛擬存儲器？它有哪些基本特征？ 4. 什么是分頁？什么是分段？二者有何區(qū)別？ 作業(yè) 5. 某虛擬存儲器的用戶編程空間共 32個頁面 ,每頁為 1KB,內(nèi)存為16KB。假定某時刻一用戶頁表中已調(diào)入內(nèi)存的頁面的頁號和物理塊號的對照表如右表所示：則邏輯地址0A5C(H)所對應(yīng)的物理地址是什么 ?要求 :寫出主要計算過程。 頁號 物理塊號 0 3 1 7 2 11 3 8 6. 考慮頁面走向 :4,3,2,1,4,3,5,4,3,2,1,5。當(dāng)內(nèi)存塊數(shù)量分別為 3和 4時 ,試問 LRU、 FIFO、 OPT這 3種置換算法的缺頁次數(shù)各是多少 (假定所有內(nèi)存塊起初為空 )?