计算机操作系统李翠霞os45

1、第四章 存储器管理主讲：李翠霞主讲：李翠霞办公室：水环楼办公室：水环楼306306电话：电话：0371-638872910371-63887291e-mail:e-mail:b页表页表地址越界地址越界l比较比较plpb. . .快表快表页表始址+页号页号p p 页内地址页内地址wbw物理地址物理地址页表地址寄存器页表地址寄存器页表长度寄存器页表长度寄存器逻辑地址具有快表的地址映射机构具有快表的地址映射机构 解决页表需要连续空间问题解决页表需要连续空间问题- -对页表进行离散分配对页表进行离散分配如：以如：以4k4k为单位划分页面和内存块，若逻辑地址为为单位划分页面和内存块，若逻辑地址为3232

2、位，则用单级页表时位，则用单级页表时页表的表项数：页表的表项数：2 22020=1024=10241024=1m1024=1m； 每个表项占每个表项占4 4个字节个字节页表长为：页表长为：4m4m在内存中难以找到在内存中难以找到4m4m的连续空间的连续空间可类比为：页表登记了各位同学的宿舍号，如果班里同学只有可类比为：页表登记了各位同学的宿舍号，如果班里同学只有2020人，则一人，则一页页a4a4纸即可登记完毕。假如登记全院纸即可登记完毕。假如登记全院1 1万名同学的宿舍号信息，此时可能万名同学的宿舍号信息，此时可能需要一张很长的表格。可借鉴两级页表的策略，先将同学分成每需要一张很长的表格。可

3、借鉴两级页表的策略，先将同学分成每2020位一组，位一组，一张纸上一张纸上2020行，行，1 1万名同学需要万名同学需要50005000页纸。这页纸。这50005000页纸可放在不同的若干档页纸可放在不同的若干档案格中。又有一张登记表记下了每组所在的档案盒号（外层页表）。案格中。又有一张登记表记下了每组所在的档案盒号（外层页表）。两级页表两级页表012n1460121023114115012102314680121023012435671141151468第第0 0页页表页页表第第1 1页页表页页表第第n n页页表页页表两级页表两级页表.外部页表寄存器外部页表寄存器外部页表外部页表页表页表外部

4、页号外部页号外部页内地址外部页内地址页内地址页内地址p1p1p2p2d dd db b逻辑地址逻辑地址采用两级时，指令所给出的地址分为三部分：采用两级时，指令所给出的地址分为三部分： 外层页号内层页号外层页号内层页号 偏移地址。偏移地址。1010位位 1010位位 1212位位如上页图所示的两级页表结构。假如逻辑地址空间为如上页图所示的两级页表结构。假如逻辑地址空间为2 23232，请问，请问逻辑地址逻辑地址00401b21h00401b21h所对应的物理地址为？所对应的物理地址为？00073b21h00073b21h分析过程分析过程外层页号内层页号外层页号内层页号 偏移地址偏移地址 10位位

5、 10位位 12位位00401b21h可分割为可分割为0000 0000 01 00 0000 0001 1011 0010 0001得物理块号得物理块号1150000 0000 0000 0111 0011对应的物理地址为：对应的物理地址为：0000 0000 00 00 0111 0011 1011 0010 000100073b21h00073b21h假设：有主程序段假设：有主程序段mainmain、子程序段、子程序段x x，数据段，数据段d d及栈段及栈段s s等。等。则利用段表可实现地址映射（则利用段表可实现地址映射（p137 p137 图图4-174-17）：）：作业空间作业空间（

6、mainmain）=0=0（x x）=0=0（d d）=2=2（s s）=3=3030k20k015k010k030k40k20k80k15k 120k10k 150k段号段号段长段长基址基址0123(main)=030k(x)=120k(d)=215k(s)=310k内存空间内存空间040k80k120k150k3. 地址变换机构地址变换机构1k 6k600 4k500 8k 200 92008k82928692段号段号 段长段长 基址基址0123段表寄存器段表寄存器段表基址段表基址段表长度段表长度 段号段号s s 段内偏移段内偏移d d2100物理地址物理地址内内存存段表段表越界越界829

7、24.5.4 4.5.4 段页式存储管理方式段页式存储管理方式段表大小段表大小段表始址段表始址段号段号状态状态 页表大小页表大小页表始址页表始址页号页号状态状态 存储块存储块#操作系统操作系统主存主存段表寄存器段表寄存器0111213001112130414.5.4 4.5.4 段页式存储管理方式段页式存储管理方式段表大小段表大小段表始址段表始址段号段号状态状态 页表大小页表大小页表始址页表始址页号页号 存储块存储块#页号页号 存储块存储块#段表寄存器段表寄存器015112142010h300218213054031624372010h若某系统采用段页式若某系统采用段页式存储管理方式，段表存储

8、管理方式，段表和部分段的分页情况和部分段的分页情况如图所示，页面大小如图所示，页面大小为为1kb1kb。请问逻辑地。请问逻辑地址（址（2 2，25002500）对应）对应的物理地址是多少？的物理地址是多少？ 根据段号查得根据段号查得2 2号段号段的页表地址为的页表地址为2010h2010h，可到内存可到内存2010h2010h地址地址处读得该段的页表。处读得该段的页表。 int int（2500/10242500/1024）=2=22500 mod 1024=4522500 mod 1024=452 可得物理地址为：可得物理地址为：10241024* *4+452=4096+452=45484

9、+452=4096+452=4548本章主要内容本章主要内容4.1 4.1 存储器的层次结构存储器的层次结构4.2 4.2 程序的装入和链接程序的装入和链接4.3 4.3 连续分配方式连续分配方式4.4 4.4 基本分页存储管理方式基本分页存储管理方式4.5 4.5 基本分段存储管理方式基本分段存储管理方式4.6 4.6 虚拟存储器的基本概念虚拟存储器的基本概念4.7 4.7 请求分页存储管理方式请求分页存储管理方式4.8 4.8 页面置换算法页面置换算法4.9 4.9 请求分段存储管理方式请求分段存储管理方式4.6 4.6 虚拟存储器的基本概念虚拟存储器的基本概念产生的原因：产生的原因：连续

10、分配、基本分页和基本分段存储管理方式都要求连续分配、基本分页和基本分段存储管理方式都要求将一个作业全部装入内存后方能运行，于是，会出现：将一个作业全部装入内存后方能运行，于是，会出现：1) 1) 作业很大，需求总容量超过了内存总容量。会因不能全部装入内作业很大，需求总容量超过了内存总容量。会因不能全部装入内存而导致该作业无法运行。存而导致该作业无法运行。2) 2) 有大量作业要求运行，但由于内存容量不足以容纳所有作业，只有大量作业要求运行，但由于内存容量不足以容纳所有作业，只能将少数作业装入内存让它们运行，大量作业留在外存上等待。能将少数作业装入内存让它们运行，大量作业留在外存上等待。解决的办

11、法：解决的办法：从物理上增加内存容量从物理上增加内存容量受机器自身的限制，增加系统成本受机器自身的限制，增加系统成本从逻辑上扩充内存容量从逻辑上扩充内存容量用用虚拟存储器技术虚拟存储器技术解决解决4.6 4.6 虚拟存储器的基本概念虚拟存储器的基本概念常规存储管理方式的特征：常规存储管理方式的特征：一次性一次性 作业在运行前需一次性地全部装入内存。作业每次运行作业在运行前需一次性地全部装入内存。作业每次运行时，并非全部程序和数据都要用到，如果全部装入，造成了对内时，并非全部程序和数据都要用到，如果全部装入，造成了对内存空间的浪费。存空间的浪费。驻留性驻留性 作业装入内存后，便一直驻留在内存中，

12、直至运行结束。作业装入内存后，便一直驻留在内存中，直至运行结束。尽管有的进程会因等待尽管有的进程会因等待i/oi/o而长期等待，或有的程序模块在运行而长期等待，或有的程序模块在运行过一次后就不再需要了，但它们都仍继续占用宝贵的内存资源。过一次后就不再需要了，但它们都仍继续占用宝贵的内存资源。一次性和驻留性是必需的吗？一次性和驻留性是必需的吗？一一. . 局部性原理局部性原理1. 1. 局部性原理：局部性原理： 指程序在执行过程中的一个较短时间内，所执行的指指程序在执行过程中的一个较短时间内，所执行的指令地址和指令的操作数地址，分别局限于一定区域。可以令地址和指令的操作数地址，分别局限于一定区域

13、。可以表现为：表现为：1) 1) 时间局部性：一个数据结构或指令在有限时间内再次被时间局部性：一个数据结构或指令在有限时间内再次被访问访问. .2) 2) 空间局部性：一个区域再次被访问空间局部性：一个区域再次被访问. .4.6 4.6 虚拟存储器的基本概念虚拟存储器的基本概念19681968年，年，denning.pdenning.p提出了局部性原理，为虚拟存储技术提出了局部性原理，为虚拟存储技术的发展奠定了理论基础。的发展奠定了理论基础。2 2、局部性原理的具体体现、局部性原理的具体体现程序在执行时，大部分是顺序执行的指令，少部分是转程序在执行时，大部分是顺序执行的指令，少部分是转移和过程

14、调用指令。移和过程调用指令。过程调用的嵌套深度一般不超过过程调用的嵌套深度一般不超过5 5，因此执行的范围不超，因此执行的范围不超过这组嵌套的过程。过这组嵌套的过程。程序中存在相当多的循环结构，它们由少量指令组成，程序中存在相当多的循环结构，它们由少量指令组成，而被多次执行。而被多次执行。程序中存在相当多对一定数据结构的操作，如数组操作，程序中存在相当多对一定数据结构的操作，如数组操作，往往局限在较小范围内。往往局限在较小范围内。3. 3. 根据局部性原理根据局部性原理进程地址空间进程地址空间部分放于内存部分放于内存( (当前使用的当前使用的) ) 部分放于外存部分放于外存( (当前暂不用的当

15、前暂不用的) )内内外外交交换换4. 4. 虚拟存贮器定义虚拟存贮器定义: : 仅把作业一部分装入内存就可仅把作业一部分装入内存就可运行的系统运行的系统虚拟存贮器（虚拟存贮器（p143p143）：是指具有请求调入功能和）：是指具有请求调入功能和置换功能，能从逻辑上对内存容量加以扩充的一置换功能，能从逻辑上对内存容量加以扩充的一种存储器系统。种存储器系统。交换单位交换单位: :页或段页或段4.6.2 4.6.2 虚拟存储器的实现方法虚拟存储器的实现方法1. 1.地址空间部分装入：在程序装入时，只将当前需要执地址空间部分装入：在程序装入时，只将当前需要执行的部分页或段装入到内存，就可让程序开始执行

16、。行的部分页或段装入到内存，就可让程序开始执行。2. 2.执行中，如果需执行的指令或访问的数据尚未在内存执行中，如果需执行的指令或访问的数据尚未在内存（称为缺页或缺段），硬件产生缺页或缺段中断。（称为缺页或缺段），硬件产生缺页或缺段中断。3. 3. 中断处理程序，将相应的页或段调入到内存，然后继续中断处理程序，将相应的页或段调入到内存，然后继续执行程序；如果内存无空闲空间，系统将内存中暂时不执行程序；如果内存无空闲空间，系统将内存中暂时不使用的页或段调出保存在外存交换区，从而腾出空间存使用的页或段调出保存在外存交换区，从而腾出空间存放将要调入的页或段。放将要调入的页或段。4. 4. 以上以上2

17、 2、3 3两条功能称之：两条功能称之：缺页中断处理（用于请求页式管理）缺页中断处理（用于请求页式管理）缺段中断处理（用于请求段式管理）缺段中断处理（用于请求段式管理）三三. . 引入虚拟存储技术的好处引入虚拟存储技术的好处3. 3. 并发：可在内存中容纳更多程序并发执行并发：可在内存中容纳更多程序并发执行. .1. 1. 运行大程序：可在较小的可用内存中执行较大运行大程序：可在较小的可用内存中执行较大的用户程序的用户程序. .2. 2. 大的用户地址空间：提供给用户可用的虚拟内大的用户地址空间：提供给用户可用的虚拟内存空间通常大于物理内存存空间通常大于物理内存. .4.6.3 4.6.3 虚

18、拟存储技术的特征虚拟存储技术的特征3. 3. 虚拟性：提供大范围的虚拟地址空间虚拟性：提供大范围的虚拟地址空间( (通过通过物理内存和快速外存相结合物理内存和快速外存相结合). ).1. 1. 作业装入的多次性作业装入的多次性: : 不再一次性装入不再一次性装入2. 2. 对换性对换性: :注意注意: : 总容量不超过物理内存和外存交换区容量之和总容量不超过物理内存和外存交换区容量之和本章主要内容本章主要内容4.1 4.1 存储器的层次结构存储器的层次结构4.2 4.2 程序的装入和链接程序的装入和链接4.3 4.3 连续分配方式连续分配方式4.4 4.4 基本分页存储管理方式基本分页存储管理

19、方式4.5 4.5 基本分段存储管理方式基本分段存储管理方式4.6 4.6 虚拟存储器的基本概念虚拟存储器的基本概念4.7 4.7 请求分页存储管理方式请求分页存储管理方式4.8 4.8 页面置换算法页面置换算法4.9 4.9 请求分段存储管理方式请求分段存储管理方式1) 1) 进程地址空间分为进程地址空间分为虚页虚页一一. . 实现原理实现原理之所以称虚页，因为运行时之所以称虚页，因为运行时不一定在主存不一定在主存2) 2) 运行前装入部分页运行前装入部分页 3) 3) 运行时访问的页面不在内存运行时访问的页面不在内存, , 缺页中断缺页中断, ,调入缺页调入缺页 . .4) 4) 缺页中断

20、缺页中断, ,调入新页时调入新页时, ,若内存无空闲块若内存无空闲块, ,则淘汰某页则淘汰某页, ,把新页把新页调入调入. .5) 5) 地址变换地址变换( (重定位重定位): ): 类似简单分页系统类似简单分页系统 , ,但页表要增加但页表要增加4 4项（增加请求调页、页面置换功能）项（增加请求调页、页面置换功能）4.7 4.7 请求分页存储管理方式请求分页存储管理方式在简单页式存储管理的基础上，在简单页式存储管理的基础上，pmtpmt中增加中增加请求调页和请求调页和页面置换页面置换功能。功能。简单分页简单分页pmtpmt请求页式进程页表请求页式进程页表(pmt)(pmt)块号块号页号页号a

21、 amm外存地址外存地址p p块号块号页号页号淘汰此页写回外存淘汰此页写回外存 m m修改位：该页被写过否修改位：该页被写过否0 0 否否, ,1 1 是是, ,淘汰此页不写回外存淘汰此页不写回外存 a a访问字段：页面访问统计访问字段：页面访问统计, , 在在近期内近期内被访问的被访问的次数次数，或最近，或最近一次访问到现在的一次访问到现在的时间间隔时间间隔. .为淘汰算法提供依据为淘汰算法提供依据 外存地址外存地址 : :通常是物理块号。通常是物理块号。 p p状态位状态位: : 该页在主存否该页在主存否0 0 否否1 1 在在地址变换查表时发现地址变换查表时发现p=0, p=0, 硬硬件

22、缺页中断件缺页中断cpucpummummu内内存存磁盘磁盘控制器控制器总线总线( mmu )( mmu )处理机卡上的处理机卡上的存储管理单元存储管理单元逻辑地址逻辑地址物理地址物理地址二二. . 地址变换机构地址变换机构: : （mmummu） 硬件支持硬件支持：页表机制、缺页中断机构、地址变换机构：页表机制、缺页中断机构、地址变换机构 软件支持软件支持：缺页中断处理程序。：缺页中断处理程序。cpucpu给出的虚地址（逻辑地址）送给给出的虚地址（逻辑地址）送给mmummu部件，经部件，经mmummu解析出虚页号，例如解析出虚页号，例如k k，查页表的第，查页表的第k k个表项，用该表项所对个

23、表项，用该表项所对应的块号去构造物理地址，应的块号去构造物理地址，mmummu把构造的物理地址送地址总把构造的物理地址送地址总线。线。mmummu部件是地址变换机构。部件是地址变换机构。v 有一台有一台1616位机，可访问位机，可访问64k64k空间，给出的地址长度空间，给出的地址长度1616位位v 内存为内存为32k32k。v 在具有虚拟存储功能的系统中，允许进程的地址空间在具有虚拟存储功能的系统中，允许进程的地址空间=64k=64k（虚地址空间）（虚地址空间）v 64k64k地址空间不能全部装入内存，部分装入地址空间不能全部装入内存，部分装入v 外存有一个外存有一个64k64k的地址空间映

24、象的地址空间映象v 运行时由运行时由mmummu进行地址变换进行地址变换v 页面划分为页面划分为4k4k： 64k64k的虚地址空间可分为的虚地址空间可分为015015（1616个页面）个页面） 物理空间分为物理空间分为8 8个页框（块）个页框（块）讨论讨论mmummu：216043xxx5x7xxxx60k-64k1556k-60k1452k-56k1348k-52k1244k-48k1140k-44k1036k-40k932k-36k828k-32k724k-28k620k-24k516k-20k412k-16k3 8k-12k2 4k-8k1 0k-4k0虚地址空间虚地址空间 虚页虚页2

25、8k-32k724k-28k620k-24k516k-20k412k-16k3 8k-12k 24k-8k1 0k-4k0物理地址空间物理地址空间页框（块）页框（块）（虚拟存贮器）（虚拟存贮器）01234567891011121314010100111100000110010111000000000000101100001111000000000000000015110000000000100001000000000010110页表页表vama0cpu执行执行load r1， 8196（2004h）cpu给出虚地址给出虚地址8196送送va，分离出分离出 p | w：2 | 42页在页在6块中

26、块中块号块号6送送ma的高三位，的高三位，w送送ma的低的低12位，形成物理位，形成物理地址：地址：24580（ 6004h）6004h送地址总线送地址总线存在位为存在位为0，mmu引起缺引起缺页中断。页中断。地址变换与中断处理流程地址变换与中断处理流程, , 见见: ( p146: ( p146图图4-25)4-25) 地址变换机构产生缺页中断，然后调地址变换机构产生缺页中断，然后调用内存管理提供的中断处理例程。用内存管理提供的中断处理例程。缺页中断机构：缺页中断机构：在请求分页系统中，每当所要访问的在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存时，便产生一缺页中断，页面不在内存时，便产生一缺

27、页中断，请求请求osos将所缺之页调入内存。缺页将所缺之页调入内存。缺页中断同样需要经历保护中断同样需要经历保护cpucpu环境、分环境、分析中断原因、转入缺页中断处理程序析中断原因、转入缺页中断处理程序进行处理、恢复进行处理、恢复cpucpu环境等几步。但环境等几步。但缺页与一般中断相比，有着明显的区缺页与一般中断相比，有着明显的区别，主要表现在：别，主要表现在：（1 1）在指令执行期间产生和处理中）在指令执行期间产生和处理中断信号。断信号。（2 2）一条指令在执行期间，可能产）一条指令在执行期间，可能产生多次中断。如图所示例子。生多次中断。如图所示例子。123456页面页面copy ato

28、 bb:a:指令指令指令指令copy a to bcopy a to b本身跨了两页，本身跨了两页，a a和和b b分别各是一个数据块，也都跨了两分别各是一个数据块，也都跨了两页。该指令的执行可能产生页。该指令的执行可能产生6 6次缺页中次缺页中断。断。产生缺页中产生缺页中断请求调页断请求调页 缺页中断处理缺页中断处理保留保留cpucpu现场现场选择一页换出选择一页换出确定缺页外存地址确定缺页外存地址此页修改过否？此页修改过否？该页写回外存该页写回外存缺页换入内存缺页换入内存修改页表修改页表n ny y程序请求访问一页程序请求访问一页cpucpu查快表查快表访问页表访问页表页在内存？页在内存？

29、形成物理地址形成物理地址修改访问字段和修改位修改访问字段和修改位修改快表修改快表组织读缺页命令组织读缺页命令启动启动i/oi/o开始开始页号页号页表长度？页表长度？越界中断越界中断页表项在快表中？页表项在快表中？y yn ny yn n内存满否？内存满否？n ny yn ny y4.7.2 4.7.2 内存分配策略和分配算法内存分配策略和分配算法1. 1. 最小物理块数的确定最小物理块数的确定 是指能保证进程正常运行所需的最是指能保证进程正常运行所需的最小物理块数。当系统为进程分配的物理块数少于此值时，进程将无小物理块数。当系统为进程分配的物理块数少于此值时，进程将无法运行。进程应获得的最小物

30、理块数与计算机的硬件结构有关，取法运行。进程应获得的最小物理块数与计算机的硬件结构有关，取决于指令的格式、功能和寻址方式。决于指令的格式、功能和寻址方式。为进程分配内存时，将涉及到三个问题：为进程分配内存时，将涉及到三个问题：第一，最小物理块数的确定；第一，最小物理块数的确定；第二，物理块的分配策略；第二，物理块的分配策略；第三，物理块的分配算法。第三，物理块的分配算法。4.7.2 4.7.2 内存分配策略和分配算法内存分配策略和分配算法2. 2. 物理块的分配策略物理块的分配策略 固定分配局部置换固定分配局部置换 为每个进程分配一定数目的物理块，整个运行期为每个进程分配一定数目的物理块，整个

31、运行期间都不再改变。间都不再改变。 可变分配全局置换可变分配全局置换 先为系统中的每个进程分配一定数目的物理块，先为系统中的每个进程分配一定数目的物理块，而而osos自身也保持一定空闲物理块队列。当某进程发现缺页时，由系统从空自身也保持一定空闲物理块队列。当某进程发现缺页时，由系统从空闲物理块队列中取出一个物理块分配给该进程，并将欲调入的页装入其中。闲物理块队列中取出一个物理块分配给该进程，并将欲调入的页装入其中。 可变分配局部置换可变分配局部置换 为每个进程分配一定数目的物理块，当某进程发为每个进程分配一定数目的物理块，当某进程发现缺页时，只允许从该进程在内存的页面中选出一页换出，这样就不会

32、影现缺页时，只允许从该进程在内存的页面中选出一页换出，这样就不会影响其它进程的运行。若进程运行过程中频繁地发生缺页中断，则系统为该响其它进程的运行。若进程运行过程中频繁地发生缺页中断，则系统为该进程分配附加的物理块，直至该进程的缺页率减少到适当程度为止；反之，进程分配附加的物理块，直至该进程的缺页率减少到适当程度为止；反之，可适当减少分配给该进程的物理块数。可适当减少分配给该进程的物理块数。4.7.2 4.7.2 内存分配策略和分配算法内存分配策略和分配算法并非一个进程分配几个物理块就可运行并非一个进程分配几个物理块就可运行, , 太少可能造成系统抖动太少可能造成系统抖动. .在采在采用固定分

33、配策略时，如何将系统中可供分配的所有物理块分配给各进用固定分配策略时，如何将系统中可供分配的所有物理块分配给各进程。可采用以下几种算法：程。可采用以下几种算法：1. 1. 平均分配平均分配: : 内存块平均分给各进程。小进程有利内存块平均分给各进程。小进程有利, ,长进程中断率高。长进程中断率高。2. 2. 根据进程大小按比例分配。根据进程大小按比例分配。3. 3. 按优先权分配。按优先权分配。3. 3. 物理块分配算法物理块分配算法4.7.3 4.7.3 调页策略调页策略2. 2. 预调页：在发生缺页需要调入某页时，一次调入该页以预调页：在发生缺页需要调入某页时，一次调入该页以及相邻的几个页

34、。及相邻的几个页。( (通常用于进程首次调入内存通常用于进程首次调入内存, , 可同时调入可同时调入几页几页) )优点：提高调页的优点：提高调页的i/oi/o效率。效率。缺点：基于预测，若调入的页在以后很少被访问，则效率缺点：基于预测，若调入的页在以后很少被访问，则效率低。常用于程序装入时的调页。低。常用于程序装入时的调页。1. 1.请求调页：只调入发生缺页时所需的页面。请求调页：只调入发生缺页时所需的页面。优点：容易实现。优点：容易实现。缺点：对外存缺点：对外存i/oi/o次数多，开销较大次数多，开销较大调入页面的时机：调入页面的时机：4.7.3 4.7.3 调页策略调页策略通常对换区的通常

35、对换区的i/oi/o效率比文件区的高。关于调入页面的来源，效率比文件区的高。关于调入页面的来源，这里有三种做法：这里有三种做法：1. 1. 从对换区从对换区: : 进程装入前，将其全部页面复制到对换区，以进程装入前，将其全部页面复制到对换区，以后总是从对换区调入。执行时调入速度快，要求对换区后总是从对换区调入。执行时调入速度快，要求对换区空间较大。空间较大。2. 2. 未被修改的页面从文件区读入，而被置换时不需调出；未被修改的页面从文件区读入，而被置换时不需调出；已已被修改的页面从交换区调入被修改的页面从交换区调入, ,节省交换区空间节省交换区空间. .被修改过的页面淘汰时送入对换区被修改过的

36、页面淘汰时送入对换区确定从何处调入页面：确定从何处调入页面：3. unix3. unix方式。未运行过的页面都应从文件区调入。而对于方式。未运行过的页面都应从文件区调入。而对于曾经运行过但又被换出的页面，应从对换区调入。又由曾经运行过但又被换出的页面，应从对换区调入。又由于于unixunix系统允许页面共享，如果某进程所请求的页面已系统允许页面共享，如果某进程所请求的页面已经被其他进程调入内存，此时也无须从对换区调入。经被其他进程调入内存，此时也无须从对换区调入。补充：抖动补充：抖动从主存中刚刚移走某页面后，根据请求马上又调入该页。这从主存中刚刚移走某页面后，根据请求马上又调入该页。这种反复进

37、行入页和出页的现象称为种反复进行入页和出页的现象称为“抖动抖动”，也叫系统颠簸。，也叫系统颠簸。它会浪费大量的处理机时间，应尽可能避免。产生抖动的直它会浪费大量的处理机时间，应尽可能避免。产生抖动的直接原因是页面置换算法选取不当。接原因是页面置换算法选取不当。利用利用lrulru置换算法时的置换图置换算法时的置换图70120304230321201701707107210021302032403240324032302230123213021102710071共产生缺页中共产生缺页中断断12次次107页面引用序列为：页面引用序列为：7 7，0 0，1 1，2 2，0 0，3 3，0 0，4 4，2 2，3 3，0 0，3 3，2 2，1 1，2 2，0 0，1 1，7 7，0 0，1 1请求分页系统的评价请求分页系统的评价优点：优点：