1、1第四章 存储器管理第一部分 教材习题（P159）15、在具有快表的段页式存储管理方式中，如何实现地址变换？答：在段页式系统中，为了便于实现地址变换，须配置一个段表寄存器，其中存放段表始址和段长 TL。进行地址变换时，首先利用段号 S，将它与段长 TL 进行比较。若 STL，表示未越界，利用段表始址和段号来求出该段所对应的段表项在段表中的位置，从中得到该段的页表始址，并利用逻辑地址中的段内页号 P 来获得对应页的页表项位置，从中读出该页所在的物理块号 b，再利用块号 b 和页内地址来构成物理地址。在段页式系统中，为了获得一条指令或数据，须三次访问内存。第一次访问内存中的段表，从中取得页表始址；
2、第二次访问内存中的页表，从中取出该页所在的物理块号，并将该块号与页内地址一起形成指令或数据的物理地址；第三次访问才是真正从第二次访问所得的地址中，取出指令或数据。显然，这使访问内存的次数增加了近两倍。为了提高执行速度，在地址变换机构中增设一个高速缓冲寄存器。每次访问它时，都须同时利用段号和页号去检索高速缓存，若找到匹配的表项，便可从中得到相应页的物理块号，用来与页内地址一起形成物理地址；若未找到匹配表项，则仍须再三次访问内存。19、虚拟存储器有哪些特征？其中最本质的特征是什么？答：虚拟存储器有以下特征：多次性：一个作业被分成多次调入内存运行，亦即在作业运行时没有必要将其全部装入，只需将当前要运
3、行的那部分程序和数据装入内存即可；以后每当要运行到尚未调入的那部分程序时，再将它调入。多次性是虚拟存储器最重要的特征，任何其他的存储器管理方式都不具有这一特征。因此，认为虚拟存储器是具有多次性特征的存储器系统。对换性：允许在作业的运行过程中进行换进、换出，也即，在进程运行期间，允许将那些暂不使用的程序和数据，从内存调至外存的对换区（换出） ，待以后需要时再将它们从外存调至内存（换进） ；甚至还允许将暂不运行的进程调至外存，待它们重又具备运行条件时再调入内存。换进和换出能有效地提高内存利用率。可见，虚拟存储器具有对换性特征。虚拟性：能够从逻辑上扩充内存容量，使用户所看到的内存容量远大于实际内存容
4、量。这是虚拟存储器所表现出来的最重要特征，也是实现虚拟存储器的最重要的目标。虚拟性是以多次性和对换性为基础的，多次性和对换性又必须建立在离散分配的基础上。所以最本质特征应该是离散性。222、在请求分页系统中，页表应包括哪些数据项？每项的作用是什么？答：在请求分页系统中的每一个页表项如下： 状态位 P：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考。 访问字段 A：用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本页已有多长时间没有被访问，供选择换出页面时参考。 修改位 M：表示该页在调入内存后是否被修改过，由于内存中的每一页都在外存上保留一分副本，因此，若没有被修改，在置换该页时就不需再将该页写回到
5、外存上，以减少系统的开销和启动磁盘的次数，若已被修改，则必须将该页重写到外存上，以保证外存中所保留的始终是最新副本。简言之，M 位供置换页面时参考。 外存地址，用于指出该页在外存上的地址，通常是物理块号，供调入该页时参考。页号 物理块号 状态位P访问字段 A 修改位 M 外存地址326、在一个请求分页系统中，采用 LRU 、FIFO 页面置换算法时，如果一个作业的页面走向为 1、3、2、1、1、3、5、1、3、2、1、5，当分配给该作业的物理块数 M 分别为 3 和 4 时，试计算在访问过程中所发生的缺页次数和缺页率，并比较所得的结果。答：LRU1 3 3 2 1 3 5 1 3 21 3 2
6、 2 1 3 5 1 3 2 11 3 2 1 1 3 5 1 3 2 1 5缺 缺 缺 缺 缺 缺当物理块数为 3 时，缺页次数为 6，缺页率为 6/12。2 2 2 5 5 31 3 3 2 1 3 5 1 3 21 3 2 2 1 3 5 1 3 2 11 3 2 1 1 3 5 1 3 2 1 5缺 缺 缺 缺当物理块数为 4 时，缺页次数为 4，缺页率为 4/12。FIFO1 1 1 1 3 2 5 1 1 31 3 3 3 3 2 5 1 3 3 21 3 2 2 2 2 5 1 3 2 2 5缺 缺 缺 缺 缺 缺 缺 缺当物理块数为 3 时，缺页次数为 8，缺页率为 8/12。
7、1 1 1 1 1 11 1 1 1 3 3 3 3 3 31 3 3 3 3 2 2 2 2 2 21 3 2 2 2 2 5 5 5 5 5 5缺 缺 缺 缺当物理块数为 4 时,缺页次数为 4，缺页率为 4/12。1、为什么要配置层次式存储器？2、可采用哪几种方式将程序装入内存？它们分别适用于何种场合？答: 绝对装入方式，在编译时，如果知道程序将驻留在内存的什么位置，那么编译程序将产生绝对地址的目标代码。可重定位装入方式，在多道程序环境下，由于编译程序不能预知所编译的目标模块在内存的什么位置，因此目标模块的起始地址通常从 0 开始，程序中所有其他地址都相对于起始地址计算。动态运行时装入方
8、式，程序在装入内存中后，允许程序在运行中在内存中移动位置。43、何谓静态链接？何谓装入时动态链接和运行时的动态链接？答: 静态链接:在程序运行之前,先将各目标模块及它们所需的库函数,链接成一个完整的装入模块,以后不再拆开。这种事先进行链接的方式叫静态链接方式。装入时动态链接:用户源程序编译后所得的一组目标模块,在装入内存时,采用边装入边链接的链接方式。运行时的动态链接:对某些目标模块的链接,是在程序执行中需要该目标模块时,才对它进行的链接。4、在进行程序链接时，应完成哪些工作？答：在进行程序链接时，应完成：对相对地址的修改变换外部调用符号55、在动态分区分配方式中，应如何将各空闲分区链接成空闲
9、分区链？答：为了现实对空闲分区的分配和链接，在每个分区的起始部分，设置一些用于控制分区分配的信息，以及用于链接各分区所用的前向指针，通过前、后向链接指针，可将所有的空闲分区链接成一个双向的链，如图所示（空闲链结构） ，为了检索方便，在分区尾部重复设置状态位的分区大小表目。当分区被分配出去以后，把状态位由“0”改为“1” ，此时，前、后向指针已没有意义。前向指针N+20后向指针N+20N 个字节可用66、为什么要引入动态重定位？如何实现？答：在连续分配方式中，必须把一个系统或用户程序装入一连续的内存空间。如果在系统中只有若干个小的分区，即使它们容量的总和大于要装入的程序，但由于这些分区不相邻接，
10、也无法把该程序装入内存。若想把作业装入，可采用的一种方法是：将内存中的所有作业进行移动，使它们全都相邻接，这样，即可把原来分散的多个小分区拼接成一个大分区，这时就可把作业装入该区。这种通过移动内存中作业的位置，以把原来多全分散的小分区拼接成一个大分区的方法方法，称为“拼接”或“紧凑”见图所示。由于经过紧凑后的某些用户程序在内存中的位置发生了变化，此时若不对程序和数据的地址加以修改（变换） ，则程序必将无法执行。为此，在每次“紧凑”后，都必须对移动了的程序或数据进行重定位，这也就引入的动态重定位。操作系统用户程序 1 10KB用户程序 330KB用户程序 614KB用户程序 926KB操作系统用
11、户程序 1 用户程序 3用户程序 6用户程序 680KB（A）紧凑前 （B）紧凑后77、在采用首次适应算法回收内存时，可能出现哪几种情况？应怎样处理这些情况？答: 当进程运行完毕释放内时，系统根据回收区的首址，从空闲区链中找到相应的插入点，此时可能出现以下四种情况之一： 回收区与插入点的前一个空闲分区 F1 相邻，见图（a） 。此时应将回收区与插入点的前一区合并，不必为回收分区分配新表项，而只需修改其前一分区 F1 的大小。 回收区与插入点的后空闲分区 F2 相邻接，见图（b） 。此时也可瘵两分区合并，形成拳的空闲分区，但用回收的首址作为新空闲分区的首址，大小为两者之和。 回收区同时与插入点的
12、前、后两个分区相邻接，见图(C)。此时将三个分区合并使用 F1 的首址，取消 F2 的表项，大小为三者之和。 回收区既不与 F1 相邻接，也不与 F2 相邻接。这时应为回收区单独建立一新表项，填写回收区的首址和大小，并根据其首址插入到空闲链中的适当位置。8、令 buddyk(x)表示大小为 2k、地址为 x 的块的伙伴系统地址，试写出buddyk(x)的通用表达式。9、分区存取管理中常用哪些分配策略？比较它们的优缺点。10、在系统中引入对换后可带来哪些好处？答：引入对换后，可以解决由于内存不足而无法同时容纳多个用户程序的问题，并可以进一步提高内存的利用率。11、为实现对换，系统应具备哪几方面的
13、功能？答:为了现实进程的对换，系统必须能实现三方面的功能：对换空间的主管理，进程的换出，以及进程的换入。12、在以进程为单位进行对换时，每次是否都将整个进程换出？为什么？答：并非要将整个进程换出，换出程序（进程）要换出某个进程时，只能换出那些非共享的程序和数据段。对于共享的程序段和数据段，则须先对每个段的引用计数执行减 1 操作。若其结果值不为 0 时，表示仍有进程需要用它，因而F1回收区F2回收区F1回收区F2A B C8不能换出；否则表示该程序段或数据段，已不被其他进程需要，于是可以将它们换出。13、为实现分页存储管理，需要哪些硬件支持？答：为了实现请求分页，系统必须提供一定的硬件支持，除
14、了需要一台具有一定容量的内存及外存的计算机以外，还需要有页表机制、缺页中断机构以及地址变换机构。 页表机制：作用是将用户地址空间是的逻辑地址变换为内存空间中的物理地址。 缺页中断机构：在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存时，便产生一缺页中断，请求 OS 将所缺之页调入内存。缺页中断作为中断，它们同样需要经历诸如保护 CPU 环境，分析中断原因、转入缺页中断处理程序进行处理、恢复 CPU 环境等几个步骤。 地址变换机构：请求分页系统中的地址变换机构，是在分页系统地址机构的基础上，再为实现虚拟存储器而增加了某种功能而形成的，如产生和处理缺页中民，以及从内存中换出一页的功能等。在进行地址变换
15、时，首先去检索快表，试图从中找出所要访问的页，若找到，便修改页表中的访问位，对于写指令还须将修改位置成“1” ，然后利用页表中给出的物理号和页内地址，形成页内物理地址。地址变换过程到此结束。14、较详细地说明引入分段存储管理是为了满足用户哪几方面的需要。答：引入分段存储管理方式，主要是为了满足用户和程序员的下述一系列需要： 方便编程：通常，用户把自己的作业按照逻辑关系划分为若干个段，每个段都是从 0 开始编址，并有自己的名字和长度。因此，在访问的逻辑地址是由段名(段号)和段内偏移量(段内地址)决定的。 信息共享：要实现对程序和数据的共享时，是发信息的逻辑单位为基础的。比如，共享某个例程和函数。
16、分页系统中的“页”只是存放信息的物理单位(块)，并无完整的意义，不便于实现共享，然而段却是信息的逻辑单位，上此可知，为了现实段的共享，希望存储器管理能与用户程序分段的组织方式相适应。 信息保护：信息保护同样是对信息的逻辑单位进程保护， ，分段管理方式能更有效和方便地实现信息保护功能。 动态增长：在实际应用中，往往有些段，特别是数据段，在使用过程中会不断地增长，而事先又无法确切知道数据段会增长到多大。前述的其它几种存储管理试，都难以应付这种动态增长的情况，而分段存储管理方式却能较好的解决这一问题。 动态链接：动态链接是指在作业运行之前，并不把目标程序段链接起来。要运行时，先将主程序所对应的目标程
17、序装入内存并启动运行，当运行过程中又需要调用某段时，才将该段(目标程序)调入内存，并进程链接，可见动态链接也要求以段作为管理的单位。91016、为什么说分段系统比分页系统更易于实现信息的共享和保护？答：分段系统允许若干个进程共享一个或多个分段，对段的保护也十分简单易行。在分页系统中，虽然也能实现程序和数据的共享，但远不如分段系统来的方便，可以通过一个例子来说明这个问题：例如：有一个多用户系统，可同时接纳 40 个用户，它们都执行一个文本编辑程序，如果文本编辑程。序有 160KB 的代码和加外 40KB 的数据区，由总共需有 8MB 的内存空间来个用户。如果 160KB 的代码是可重入的，则无论
18、是在分页系统还是在分段系统中，该代码都能被共享，在内存中只需保留一份文本编辑程序的副本，此时所需要的内存空间仅为 1760KB(160+40*40)，假定每个页面的大小为 4KB，那么 160KB 的代码将占用 40 个页面，数据区占 10 个页面。为实现代码的共享，应在每个进程的页表中都建立 40 个页表项，它们的物理块号都是 21#60#。在每个进程的页表中，还须为自己的数据区建立页表项，它们的物理块号分别是61#70#，71#80#，81#90#，等等，如 A 图为分页系统中共享editor 的示意图。在分段系统中，实现共享则容易得多，只需要在每个进程的段中为文本编辑程序设置一个段表项。图 B 是分段系统中共享 editor 的示意图。进程 1 页表进程 2页表Ed1Ed2Ed40Data1Data10Ed1Ed2Ed40Data1Data1021226071802122607180主存Ed40Data1Data10Data1Data10Ed2Ed1021226061707180A 图
