操作系统原理与实践教程(第四版) 课件汇 史苇杭 第6-10章 虚拟存储器 -嵌入式操作系统

6.1虚拟存储器引入6.2虚拟存储器的实现方法6.3虚拟存储器的特征6.4请求分页存储管理技术

6.5页面置换算法6.6“抖动”与工作集6.7请求分段存储管理方式第5章虚拟存储器第6章

虚拟存储器6.1虚拟存储器引入前面所介绍的几种存储管理方式有一个共同的特点，都要求将一个作业全部装入内存之后才能运行，于是，就可能出现以下两种情况：(1)有的作业很大，其要求的内存空间超过了内存总容量，从而导致作业不能全部被装入内存，致使该作业无法运行。(2)有多个作业要求运行，其要求的内存空间超过了可用的内存空间，只能将少数作业装入内存让它们先运行，而将其它作业留在外存等待。6.1虚拟存储器的引入1.传统存储管理方式的特征(1)一次性。前面介绍的几种存储管理方式有一个共同的特点，都要求将作业全部装入内存之后才能运行，即作业在运行前需要一次性地全部装入内存，正是这一特征导致了上述两种情况的发生。另外，许多作业在每次运行时，并非要用到全部程序和数据，因此一次性地装入全部程序和数据，对内存空间是一种极大的浪费。(2)驻留性。作业装入内存直到运行结束，便一直驻留在内存中。尽管进程在运行中会因I/O等原因而长期处于阻塞状态，或有的程序模块在运行过一次后就不再需要，但它们都仍将继续占用宝贵的内存资源。6.1虚拟存储器的引入2.局部性原理早在1968年，Denning.P就曾指出：程序的执行表现出局部性特征，即程序在执行过程中的一个时间段内，程序的执行仅局限于某个部分。相应地，它所执行的指令地址或操作数地址也局限于一定的存储区域中。(1)程序执行时，只有少量分支转移和过程被调用，在大部分情况下仍是顺序执行的指令。(2)程序中包含许多循环结构，由相对较少的指令组成，但是它们将多次执行。在循环过程中，计算被限制在程序中很小的相邻部分中。(3)程序中过程调用的深度限制在小范围内，很少出现连续的过程调用，大多数情况下都不超过5。一段时间内，指令引用被局限在很少几个过程中。(4)对于连续访问数组之类的数据结构，往往是对存储区域中相邻位置的数据进行操作。(5)程序中有些部分是彼此互斥的，不是每次运行时都用到，如出错处理程序。6.1虚拟存储器的引入2.局部性原理局限性还表现在下述两个方面；(1)时间局部性。如果程序中的某条指令正在执行，则不久后，该指令可能会再次执行。同样，如果某数据被访问过，则不久后，该数据可能会被再次访问。时间局部性的产生原因是由于在程序中存在着大量的循环操作。(2)空间局部性。程序在运行过程中，一旦访问了某个内存单元，则在不久后，其邻近的存储单元也将可能被访问，即程序在一段时间内所访问的内存地址，可能集中在一定的范围之内。空间局部性的产生原因是由于程序的顺序执行。6.1虚拟存储器的引入3.虚拟存储器的概念虚拟存储器是指在具有层次结构存储器的计算机系统中，具有请求调入和交换功能，为用户提供一个比实际物理内存容量大得多的可寻址的一种存储器系统，它能从逻辑上对内存容量进行扩充。其逻辑容量由内存容量和外存容量之和决定，其运行速度接近于内存速度，而每位的成本却又接近于外存。虚拟存储器的容量主要受到两方面的限制：(1)指令中表示地址的字长。一个虚拟存储器的最大容量是由计算机的地址结构确定的。如：若CPU的有效地址长度为32位，则程序可以寻址的范围就是0～232-1，即虚存容量为4GB。(2)外存的容量。虚拟存储器的容量与主存的实际大小没有直接关系，而是由主存与辅存的容量之和确定。虚拟存储技术是一种性能非常优越的存储器管理技术，已被广泛应用于大、中、小型机器和微型机中。6.2虚拟存储器的实现方法虚拟存储器的实现都必须建立在离散分配的存储管理方式基础上。虚拟存储系统需要具有请求调页(段)功能和页面(分段)置换功能。如果程序执行时发生缺页或缺段，此时程序就可以利用系统提供的请求调页(段)功能，将它们调入内存，以使程序能够继续执行下去。如果内存已满，无法装入新调入的页(段)，则必须利用一定的页(段)置换功能，将内存中暂时不用的页(段)换到外存中，以腾出足够的空间来存放新调入的页(段)，从而保证程序的顺利执行。虚拟存储器根据地址空间结构的不同可以分为分页虚拟存储器和分段虚拟存储器两类，也可以把两者结合起来，构成段页式虚拟存储器。6.3虚拟存储器的特征(1)虚拟性。虚拟内存不是扩大实际的物理内存，而是从逻辑上扩充内存的容量。(2)多次性。多次性是指一个作业可被分成多次调入内存运行。(3)对换性。对换性是指允许在作业运行过程中进行换进和换出。虚拟性是以多次性和交换性为基础的，或者说，只有系统允许作业分多次调入内存，并能将内存中暂时不运行的程序和数据交换到外存，系统才可能实现虚拟存储器，而多次性和对换性，又必须建立在离散分配的基础上。1)进程地址空间分为虚页实现原理之所以称虚页，因为运行时不一定在主存2)运行前装入部分页3)运行时访问的页面不在内存,缺页中断,调入缺页.4)缺页中断,调入新页时,若内存无空闲块,则淘汰某页,把新页调入.5)地址变换(重定位):类似简单分页系统,但页表要增加4项（增加请求调页、页面置换功能）6.4请求分页存储管理方式第6章虚拟存储器6.4在简单页式存储管理的基础上，PMT中增加请求调页和页面置换功能。简单分页PMT请求页式进程页表(PMT)块号页号AM外存地址P块号页号淘汰此页写回外存

M修改位：该页被写过否0否,1是,淘汰此页不写回外存

A访问字段：页面访问统计,在近期内被访问的次数，或最近一次访问到现在的时间间隔.为淘汰算法提供依据

外存地址:通常是外存物理块号。

P状态位:该页在主存否0否1在地址变换查表时发现P=0,硬件缺页中断第6章虚拟存储器6.46.4.1请求分页中的硬件支持产生缺页中断请求调页缺页中断处理保留CPU现场选择一页换出确定缺页外存地址此页修改过否？该页写回外存缺页换入内存修改页表NY程序请求访问一页CPU查快表访问页表页在内存？形成物理地址修改访问字段和修改位修改快表组织读缺页命令启动I/O开始页号≧页表长度？越界中断页表项在快表中？YNYN内存满否？NYNY6.4.2请求分页中的内存分配1.最小物理块数的确定

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。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；第二，物理块的分配策略；第三，物理块的分配算法。第6章虚拟存储器6.42.内存分配策略

固定分配局部置换为每个进程分配一定数目的物理块，整个运行期间都不再改变。

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，而OS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。

第6章虚拟存储器6.46.4.2请求分页中的内存分配2.内存分配策略

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。第6章虚拟存储器6.46.4.2请求分页中的内存分配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。在采用固定分配策略时，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：平均分配:将系统中所有可供分配的物理块平均分配给各个进程。

内存块平均分给各进程。小进程有利,长进程中断率高。3.物理块分配算法第6章虚拟存储器6.46.4.2请求分页中的内存分配2)根据进程大小按比例分配:根据进程的大小按比例分配物理块。

如果系统中共有n个进程，每个进程的页面数为Si，则系统中个进程页面数的总和为：3.物理块分配算法第6章虚拟存储器6.46.4.2请求分页中的内存分配再假定系统中可用的物理块总数为m，则每个进程所能分到的物理块数bi可由下式计算：3)考虑优先权的分配算法:为了照顾到重要的、紧迫的作业能尽快地完成，应为它们分配较多的内存空间。

通常将可供分配的所有物理块分成两部分：一部分按比例分配给各进程。另一部分则根据各进程的优先权进行分配，可为高优先级进程适当地增加其相应份额。在重要的实时系统中，则可能是完全按优先权为各进程分配其物理块。

3.物理块分配算法第6章虚拟存储器6.46.4.2请求分页中的内存分配6.4.3页面调入策略1）

预调页策略：以预测为基础需要调入某页时，一次调入该页以及相邻的几个页。(通常用于进程首次调入内存,可同时调入几页)优点：提高调页的I/O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。1.何时调入页面第6章虚拟存储器6.46.4.3页面调入策略2）请求调页策略：当发生缺页时，只调入发生缺页时所需的页面。调入的页一定会被访问。优点：容易实现。缺点：对外存I/O次数多，开销较大1.何时调入页面第6章虚拟存储器6.46.4.3页面调入策略通常对换区的I/O效率比文件区的高。关于调入页面的来源，这里有三种做法：1）

从对换区: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，要求对换区空间较大。2）

未被修改的页面从文件区读入，而被置换时不需调出；已被修改的页面从对换区调入,节省对换区空间.被修改过的页面淘汰时送入对换区2.从何处调入页面第6章虚拟存储器6.46.4.3页面调入策略通常对换区的I/O效率比文件区的高。关于调入页面的来源，这里有三种做法：2.从何处调入页面3）

UNIX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。又由于UNIX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。第6章虚拟存储器6.46.4.3页面调入策略

页面未在内存时（存在位为“0”），程序向CPU发出一缺页中断申请。

转入缺页中断处理程序调入新页置换

修改快表访问内存数据3.页面调入过程整个页面的调入过程对用户是透明的。第6章虚拟存储器6.46.4.3页面调入策略

缺页率：设一个进程的逻辑空间为n页，系统为其分配的内存物理块数为m(m≤n)。

如果在进程的运行过程中，访问页面成功（即所访问的页面在内存中）的次数为S。访问页面失败（即所访问的页面需从外存调入）的次数为F。

则总的页面访问数次为A=S+F，那么缺页率为：4.缺页率第6章虚拟存储器6.46.4.3页面调入策略

影响缺页率的因素

页面大小进程所分配物理块的数据页面置换算法程序固有特性4.缺页率第6章虚拟存储器6.46.4.3页面调入策略

事实上，在缺页中断处理时，当由于空间不足，需要置换部分页面到外存时，选择置换页面还需要考虑到置换的代价。

页面未修改过，直接放弃。

页面修改过，必须保存。4.缺页率第6章虚拟存储器6.4设被置换的页面被修改的概率为β，其缺页中断处理时间为ta，被置换页面没有被修改的的缺页中断时间为tb。则缺页中断处理时间的计算公式是：

请求分页系统的评价优点：请求分页存储管理具有分页存储管理的全部优点，特别是它有效地缓解了碎片的问题。提供了大容量的多个虚拟存储器；作业地址空间不再受实际存储容量的限制；更有效地利用主存；有利于运行多道程序；提高了系统效率，方便了用户，特别是大作业用户；第6章虚拟存储器6.4缺点：要求有相应的硬件支持，从而增加了成本，如动态地址变换、快表、缺页中断的产生等都要求有相应的硬件支持。缺页中断增加了处理机时间的开销，如页表的建立与管理、缺页中断处理等；页面淘汰算法如选择不当，有可能产生抖动现象，为防止抖动，会增加系统的复杂性；虽然减少了碎片，但每个进程的最后一页内总有一部分空间得不到利用；请求分页系统的评价第6章虚拟存储器6.4有一台16位机，可访问64K空间，给出的地址长度16位内存为32K。在具有虚拟存储功能的系统中，允许进程的地址空间=64K（虚地址空间）64K地址空间不能全部装入内存，部分装入外存有一个64K的地址空间映象运行时由MMU（MemoryManagementUnit）进行地址变换页面划分为4K：64K的虚地址空间可分为0…15（16个页面）物理空间分为8个块讨论：第6章虚拟存储器6.4216043XXX5X7XXXX60K-64K…1556K-60K…1452K-56K…1348K-52K…1244K-48K…1140K-44K…1036K-40K…932K-36K…828K-32K…724K-28K…620K-24K…516K-20K…412K-16K…3

8K-12K…24K-8K…10K-4K…0虚地址空间}虚页28K-32K…724K-28K…620K-24K…516K-20K…412K-16K…38K-12K…24K-8K……10K-4K……0物理地址空间物理块（虚拟存储器）第5章虚拟存储器6.401234567891011121314010100111101000110010111X0X0X01011X01111X0X0X0X015110000000000100001000000000010110页表VAMA0CPU执行

loadR1，8196（2004H）CPU给出虚地址8196送VA，分离出P|W：2|4因存在位为1，故2页在内存中，其物理块号为6块号6送MA的高四位，W送MA的低12位，形成物理地址：24580（6004H）6004H送地址总线读取数据到寄存器R1。第6章虚拟存储器6.40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。缺页中断同样需要经历保护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环境等几步。但缺页与一般中断相比，有着明显的区别，主要表现在：（1）在指令执行期间产生和处理中断信号。（2）一条指令在执行期间，可能产生多次中断。如图所示例子。123466页面COPYATOBB:A:指令指令COPYATOB本身跨了两页，A和B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6次缺页中断。第5章虚拟存储器6.4产生缺页中断请求调页缺页中断处理保留CPU现场选择一页换出确定缺页外存地址此页修改过否？该页写回外存缺页换入内存修改页表NY程序请求访问一页CPU查快表访问页表页在内存？形成物理地址修改访问字段和修改位修改快表组织读缺页命令启动I/O开始页号≧页表长度？越界中断页表项在快表中？YNYN内存满否？NYNY6.5页面置换算法功能：需要调入页面时，选择内存中哪个物理页面被置换。称为replacementpolicy。目标： ①把未来不再使用的调出 ②短期内较少使用的页面调出（根据局部性原理，依据过去的统计数据预测）页面锁定(framelocking)：

必须常驻内存的操作系统的关键部分，不允许调出，页表项中加上锁定标志位(lockbit)。第6章虚拟存储器6.5最佳置换算法(OPT,optimal)先进先出页面置换算法(FIFO)最近最久未使用置换算法(LRU,LeastRecentlyUsed)Clock置换算法(clock)其他置换算法最少使用置换算法 (LFU,LeastFrequentlyUsed)

页面缓冲算法6.5页面置换算法第6章虚拟存储器6.51.最佳置换算法(OPT,optimal)选择被置换页面： “未来不再使用的” 或“在最长（未来）时间内不再访问的”这是一种理想情况，实际中是无法预知的，因而不能实现。可用作某算法性能评价的依据。Example1:假定系统为某进程分配了三个物理块，并考虑有以下的页面号引用串：7，0，1，2，0，3，0，4，2，3，0，3，2，1，2，0，1，7，0，1第6章虚拟存储器6.56.5.1最佳置换算法和先进先出置换算法利用最佳置换算法时的置换图70120304230321201701770701201201203203243243243203203203201201201201701701√√√√√√缺页中断9次，页面置换6次页面引用序列为：7，0，1，2，0，3，0，4，2，3，0，3，2，1，2，0，1，7，0，1√√√第6章虚拟存储器6.5√√17012.先进先出算法(FIFO)FIFO算法是最早出现的置换算法。该算法总是淘汰最先进入内存的页面，即选择进入内存中驻留时间最长的页面进行淘汰。可以把一个进程已调入内存的页面按先后次序链接成一个队列，并设置一个指针，称为替换指针，使它总是指向最老的页面。

该算法性能较差。较早调入的页往往是经常被访问的页，这些页在FIFO算法下被反复调入和调出，可能产生Belady（贝莱迪）异常。第6章虚拟存储器6.52.先进先出算法(FIFO)Belady（贝莱迪）异常：在分页式虚拟存储器管理中，发生缺页时的置换算法采用FIFO（先进先出）算法时，如果对一个进程未分配它所要求的全部页面，有时就会出现分配的物理块数目增多，但缺页率反而提高的异常现象。即替换策略不符合随着物理块数量的增大，缺页率一定减少的规律。Belady异常的原因：

FIFO算法的置换特征与进程访问内存的动态特征是矛盾的，即被置换的页面并不是进程不会访问的。第6章虚拟存储器6.5利用FIFO置换算法时的置换图70120304230321201701770701201201231230430420423023023023013012012012712702√√√√√缺页中断16次，页面置换12次701√√√√√√页面引用序列为：7，0，1，2，0，3，0，4，2，3，0，3，2，1，2，0，1，7，0，1√√√√第6章虚拟存储器6.5√√√√√6.5.2最近最久未使用和最少使用置换算法一个特殊的栈：把被访问的页面移到栈顶，于是栈底的是最久未使用页面。每个页面设立移位寄存器：被访问时左边最高位置1，周期右移并且最高位补0，于是寄存器数值最小的是最久未使用页面。选择内存中最久未使用的页面被置换。这是局部性原理的合理近似，性能接近最佳算法。但由于需要记录页面使用时间的先后关系，硬件开销太大。硬件机构如：第6章虚拟存储器6.51LRU(LeastRecentlyUsed)置换算法的描述利用LRU置换算法时的置换图70120304230321201701770701201201203203403402432032032032132132102102107107√√√√√缺页中断12次，页面置换9次107√√√√页面引用序列为：7，0，1，2，0，3，0，4，2，3，0，3，2，1，2，0，1，7，0，1√√√第6章虚拟存储器6.5√√√6.6页面缓冲算法在请求分页系统中，由于进程在运行时经常会发生页面换进换出的情况，所以一个十分明显的事实就是，页面换进换出所付出的开销将对系统性能产生重大的影响。在此，我们首先对影响页面换进换出效率的若干因素进行分析。6.6.1影响页面换进换出效率的若干因素1.页面置换算法。2.写回磁盘的频率。3.读入内存的频率。6.6.2页面缓冲算法PBAPBA算法的主要特点是：①显著地降低了页面换进、换出的频率，使磁盘I/O的操作次数大为减少，因而减少了页面换进、换出的开销；②正是由于换入换出的开销大幅度减小，才能使其采用一种较简单的置换策略，如先进先出（FIFO）算法，它不需要特殊硬件的支持，实现起来非常简单。1.空闲页面链表2.修改页面链表6.7访问内存的有效时间（1）被访问页在内存中，且其对应的页表项在快表中。显然，此时不存在缺页中断情况，内存的有效访问时间（EAT）分为查找快表的时间（λ）和访问实际物理地址所需的时间（t）:EAT=λ+t（2）被访问页在内存中，且其对应的页表项不在快表中。显然，此时也不存在缺页中断情况，但需要两次访问内存，一次读取页表，一次读取数据，另外还需要更新快表。所以，这种情况内存的有效访问时间可分为查找快表的时间、查找页表的时间、修改快表的时间和访问实际物理地址的时间：EAT=λ+t+λ+t=2*（λ+t）（3）被访问页不在内存中。因为被访问页不在内存中，需要进行缺页中断处理，所以这种情况的内存的有效访问时间可分为查找快表的时间、查找页表的时间、处理缺页中断的时间、更新快表的时间和访问实际物理地址的时间：假设缺页中断处理时间为ε,则EAT=λ+t+ε+λ+t=ε+2*（λ+t）6.8工作集理论和抖动问题从主存中刚刚移走某页面后，根据请求马上又调入该页。这种反复进行入页和出页的现象称为“抖动”，也叫系统颠簸。它会浪费大量的处理机时间，应尽可能避免。产生抖动的直接原因是页面置换算法选取不当。第5章虚拟存储器6.86.8“抖动”与工作集请求分页系统能有效地减少内存碎片，提高处理机的利用率和吞吐量，是目前最常用的一种系统。但如果在系统中运行的进程太多，进程在运行中频繁地发生缺页情况，又会对系统的性能产生很大的影响。6.86.8.1多道程序度与“抖动”第5章虚拟存储器6.8抖动与工作集1.多道程序度与处理机的利用率100%CPU饱和度利用率0N1NmaxN2N3L/S

抖动6.86.8.1多道程序度与“抖动”第5章虚拟存储器6.8抖动与工作集1.多道程序度与处理机的利用率100%CPU饱和度利用率0N1NmaxN2N3L/S

抖动在横轴的开始部分，随着进程数目的增加，处理机的利用率急剧增加；到达N1时，增速明显减慢；到达Nmax时，处理机的利用率达到最大，之后开始缓慢下降；到达N2时，处理机的利用率下降加快之所以出现利用率趋于0的情况，是因为系统中出现了“抖动”。第5章虚拟存储器6.8L是缺页之间的平均时间，S是平均缺页服务时间6.8抖动与工作集2.产生“抖动”的原因同时在系统中运行的进程太多，由此分配给每一个进程的物理块太少，不能满足进程正常运行的基本要求，致使每个进程在运行时，频繁地出现缺页，造成每个进程的大部分时间都用于页面的换进/换出，而几乎不能再去做任何有效的工作，从而导致发生处理机的利用率急剧下降并趋于0的情况。第5章虚拟存储器6.86.8抖动与工作集6.8.2工作集进程发生缺页率的时间间隔与进程所获得的物理块数有关从图中可以看出，缺页率随着所分配物理块数的增加明显地减少，当物理块数超过某个数目时，再为进程增加一个物理块，对缺页率的改善已不明显。已无必要再为它分配更多的物理块。当为某进程所分配的物理块数低于某个数目时，每减少一块，对缺页率的影响都变得十分明显。应为进程分配更多的物理块缺页率上限下限0n物理块数缺页率与物理块数之间的关系第5章虚拟存储器6.86.8抖动与工作集6.8.2工作集是指在某段时间间隔Δ里，进程实际所要访问页面的集合。24151823241718241817171524172418242424152415241524181524181524181524231815231815242318152424231824231815242318151724231724231817242318151817241817242318172423241817241817241817231824182417182417171824171824171824171817182417182415171517181517182424151724151724151718172415172415172415241724171524171518241718241718241715引用页面序列窗口大小345第5章虚拟存储器6.86.8抖动与工作集6.8.3“抖动”的预防方法1．采取局部置换策略当某进程发生缺页时，只能在分配给自己的内存空间内进行置换，不允许从其它进程去获得新的物理块，即使“抖动”也不影响其它进程。2．把工作集算法融入到处理机调度中从外存调入作业时，先检查每个进程在内存的驻留页面是否足够多。如果已经足够多，新作业的调入不会导致缺页率的增加；反之，如果某些进程的页面不足，应首先为那些缺页率居高的作业增加新的物理块。第5章虚拟存储器6.86.8抖动与工作集6.8.3“抖动”的预防方法3.利用“L=S”准则调节缺页率利用“L=S”准则调节多道程序度，L是缺页之间的平均时间，S是平均缺页服务时间，即用于置换一个页面所需的时间。L<S，频繁发生缺页；L>S，很少缺页；L与S接近，磁盘和处理机都可达到它们的最大利用率。4．选择暂停的进程挂起某些暂停的进程。第5章虚拟存储器6.86.9请求分段存储管理方式在简单段式存储管理的基础上，SMT增加5项:1.请求段表机制1)地址空间分为若干虚段,运行前装入部分段.2)当访问的段不在内存时产生“缺段中断”,把缺的段调入内存.3)如果内存无空闲空间,则置换出暂不用的某个段.很类似虚拟页式。学习中注意二者差异段号段长内存首址存取权限AMP增补位外存始址基本段式SMT增加的表项第5章虚拟存储器外存始址增补位PMA存取权限内存首址段长段号基本段式SMT增加的表项1)存取权限:如读R，写W，执行X2)A访问字段:段访问统计,在近期内被访问的次数， 或近一次访问到现在的时间间隔.为淘汰算法提供依据。3)M修改位:该段是否被修改过。4)P存在位(状态位):该段在主存否。5)增补位:该段动态增长过否。6)外存始址:该段外存起始盘块号。第5章虚拟存储器

内存分配:在虚拟段式管理中是按段对物理内存进行分配，可采用动态分区算法。2.缺段中断处理:(参看图5-12)1)当指令给出访问地址:S|W,地址变换机构首先检查SMT的存在位.2)当存在位表示该段不在内存,则产生缺段中断请求：①CPU响应中断,进入中断处理，把缺的段调入内存,修改SMT和内存空闲区链表.②若内存无合适空闲区,则拼接或置换某段，形成合适的空闲区，调入新段，修改SMT和内存空闲链表.第5章虚拟存储器6.9图5-12缺段中断处理流程第5章虚拟存储器6.93.地址变换机构:(参看图5-13)访问S|WW≦段长？N分段越界中断处理Y符合存取方式？N分段保护中断处理Y段S在内存否？N缺段中断处理Y修改访问字段A，如果是写访问，则置修改位M=1返回形成物理地址：段始址+W是否出错？E、R、W查P=1？同于基本段式地址变换机构第5章虚拟存储器6.9

1．共享段表为了实现分段共享，可在系统中配置一张共享段表，所有各共享段都在共享段表中占有一表项。表项中记录了共享段的段号、段长、内存始址、存在位等信息，并记录了共享此分段的每个进程的情况。共享段表如图所示。其中各项说明如下。6.9.2分段的共享与保护第5章虚拟存储器6.9共享进程计数count。记录有多少个进程需要共享该分段。存取控制字段。不同进程对该段的存取权限段号。对于一个共享段，不同的进程可以各用不同的段号去共享该段。

图5-14共享段表项

第5章虚拟存储器6.9段名段长内存始址状态外存始址共享进程计数进程状态进程名进程号段号存取控制权限……S2301002H1452就绪P1320R阻塞P2561RWN23501A2CH0693就绪P8682X阻塞P9971R阻塞P32003RD4602B00H12002就绪P201334RW阻塞P32002R共享段表示例第5章虚拟存储器6.9

2．共享段的分配与回收

1)共享段的分配

对第一个请求使用该共享段的进程，由系统为该共享段分配一物理区，再把共享段调入该区，同时将该区的始址填入请求进程的段表的相应项中，还须在共享段表中增加一表项，填写有关数据，把count置为1；之后，当又有其它进程需要调用该共享段时，由于该共享段已被调入内存，故此时无须再为该段分配内存，而只需在调用进程的段表中增加一表项，填写该共享段的物理地址；在共享段的段表中，填上调用进程的进程名、存取控制等，再执行count=count+1操作，以表明有两个进程共享该段。第5章虚拟存储器6.9分段共享:段名段长内存始址状态外存始址共享进程计数count状态进程名进程号段号存取控制…外存始址内存始址………………外存始址内存始址………共享段SMTnSMTm①为Pn共享段分配内存②查SMT③SMT建立表项④1⑥为Pm共享段分配内存共享段⑦查SMT⑤⑧2⑨共享SMT

2)共享段的回收当共享此段的某进程不再需要该段时，应将该段释放，包括撤消在该进程段表中共享段所对应的表项，以及执行count=count-1操作。若结果为0，则须由系统回收该共享段的物理内存，以及取消在共享段表中该段所对应的表项，表明此时已没有进程使用该段；否则(减1结果不为0)，只是取消调用者进程在共享段表中的有关记录。第5章虚拟存储器6.9

3．分段保护在分段系统中，由于每个分段在逻辑上是独立的，因而比较容易实现信息保护。目前，常采用以下几种措施来确保信息的安全。

1)越界检查在段表寄存器中放有段表长度信息；同样，在段表中也为每个段设置有段长字段。在进行存储访问时，首先将逻辑地址空间的段号与段表长度进行比较，如果段号等于或大于段表长度，将发出地址越界中断信号；其次，还要检查段内地址是否等于或大于段长，若大于段长，将产生地址越界中断信号，从而保证了每个进程只能在自己的地址空间内运行。第5章虚拟存储器6.9

2)存取控制检查在段表的每个表项中，都设置了一个“存取控制”字段，用于规定对该段的访问方式。通常的访问方式有：

(1)只读，即只允许进程对该段中的程序或数据进行读访问。

(2)只执行，即只允许进程调用该段去执行，但不准读该段的内容，也不允许对该段执行写操作。

(3)读/写，即允许进程对该段进行读/写访问。第5章虚拟存储器6.9第5章虚拟存储器

3)环保护机构这是一种功能较完善的保护机制。在该机制中规定：低编号的环具有高优先权。OS核心处于0环内；某些重要的实用程序和操作系统服务占居中间环；而一般的应用程序则被安排在外环上。在环系统中，程序的访问和调用应遵循以下规则：

(1)一个程序可以访问驻留在相同环或较低特权环中的数据。

(2)一个程序可以调用驻留在相同环或较高特权环中的服务。第5章虚拟存储器6.9第5章虚拟存储器图5-15环保护机构

第5章虚拟存储器6.9虚拟存储器是从逻辑上实现对内存容量的扩充，让用户所感觉到的内存容量比实际内存容量大得多。所有的虚拟存储器都是采用分页请求系统或请求分段系统来实现的。请求分页式虚拟存储器系统的性能优越，在正常运行情况下，它能有效地减少内存碎片，提高处理机的利用率和吞吐率，是目前最常用的一种系统。6.10本章小结第5章虚拟存储器在请求分页系统中，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。抖动是在进程运行中出现的严重问题，必须采取相应的措施来解决它。在分段基础上建立的请求分段式虚拟存储器系统，是以分段为单位进行换入、换出的。6.10本章小结第5章虚拟储5器第6章文件管理6.1文件的概念6.2文件目录6.3文件和目录操作6.4文件的逻辑结构6.5文件的物理结构6.6文件存储空间的分配6.7文件存储空间的管理6.8文件系统6.9文件的共享和保护6.10Linux的文件系统6.1文件的概念文件系统的管理功能，就是通过把计算机保存的程序和数据组织成一系列文件的方法来实现的。文件是计算机系统中信息存放的一种组织形式。在现代操作系统中，几乎都是通过文件系统来组织和管理计算机保存的大量程序和数据。6.1.1文件及其分类1.文件的定义文件是计算机系统中信息存放的一种组织形式，是在逻辑上具有完整意义的信息集合，并且有一个名字以供标识。构成文件的基本单位可以是字符流，也可以是记录。据此，文件有两种有代表性定义：(1)文件是具有标识符的相关字符流的集合。说明文件是由字节组成，这是一种无结构的文件，称为流式文件，目前UNIX操作系统，MS-DOS系统均采用这种文件形式。无结构的文件由于采用字符流方式，与源程序、目标代码等在形式上是一致的，因此，该方式适用于源程序、目标代码等文件。(2)文件是具有标识符的相关记录(一个有意义的信息单位)的集合。文件是由记录组成，这是一种有结构的文件。记录是由一组相关信息项组成。例如每个学生的档案表可以视为一个记录，它包括学生姓名、出生年月、性别、籍贯等信息项，所有学生档案表组成一个学生文件。记录式文件主要用于信息管理。6.1.1文件及其分类2.文件的命名文件名由创建者给定，它是由字母或数字组成的一个字符串，用来标识该文件。不同的系统对文件命名有不同的要求。例如，有些系统规定必须是字母打头且允许一些其它符号出现在文件名的非打头部分；有些系统区分文件名中的大小写字母，如UNIX和Linux系统；而有些系统则不去区分文件名中的大小写，如MS-DOS。名字的长度因系统不同而异。如在有的系统中把名字规定为8个字符，而在有的系统中规定可用14个字符。6.1.1文件及其分类2.文件的命名文件名由文件名和扩展名两部分组成，中间用“.”隔开，如program.c。它们都是由字母或数字组成的字母数字串。扩展名也称文件后缀，利用扩展名可以区分文件的属性。扩展名文件类型含义exe,com,bin可执行文件可以运行的机器语言程序obj,o目标文件编译过的、尚未链接的机器语言程序c,cc,java,pas,asm,a程序源文件用各种语言编写的源代码bat,sh批处理文件由命令解释程序处理的命令txt,doc文本文件文本数据、文档wp,tex,rtf,doc字处理文档文件各种字处理器格式的文件lib,aso,dll库文件供程序员使用的例程库arc,zip,tar存档文件相关文件组成一个文件(有时压缩)进行存档或存储ps,pdf,jpg打印或视图文件用于打印或视图的ASCⅡ或二进制文件mpeg,mov,rm多媒体文件包含音频或A/V信息的二进制文件6.1.1文件及其分类3.文件的分类(1)按文件的用途分类系统文件：指由操作系统及其它系统程序和数据组成的文件。这种文件不对用户开放，仅供系统使用，用户只能通过操作系统提供的系统调用来使用它们，用户没有读权限和修改权限。库文件：指系统为用户提供的各种标准函数、标准过程和实用程序等。用户只能使用这些文件，而不允许对其进行修改。用户文件：指由用户的源代码、目标文件、可执行文件或数据等所构成的文件。这种文件的使用和修改权均属于用户。6.1.1文件及其分类3.文件的分类(2)按文件的操作权限分类只读文件：只允许进行读操作，不能进行写操作的文件。读写文件：允许文件属主和授权用户对其进行读或写操作的文件。只执行文件：该类文件只允许授权的用户调用执行，而不允许其修改或读出文件的内容。6.1.1文件及其分类3.文件的分类(3)按文件的性质分类普通文件：指一般的用户文件和系统文件，譬如一般用户建立的源程序文件、数据文件、目标代码文件及操作系统自身代码文件、库文件、实用程序文件等都是普通文件。普通文件通常分为ASCII文件和二进制文件，一般存放在外存储设备上。目录文件：由文件目录项组成，用来管理和实现文件系统功能的系统文件，通过目录文件可以对其它文件的信息进行检索。对目录文件可以进行与普通文件一样的各种文件操作。特殊文件：指系统中的各类I/O设备。为了方便统一管理，系统将所有的I/O设备都视为文件，以文件方式提供给用户使用。根据设备数据交换单位的不同，又可将特殊文件分为块设备文件和字符设备文件。前者用于磁盘、光盘等块设备的I/O操作，而后者用于终端、打印机等字符设备的I/O操作。6.1.1文件及其分类3.文件的分类(4)按文件中数据的形式分类源文件。指由源程序和数据构成的文件。通常由终端或输入设备输入的源程序和数据所形成的文件都属于源文件。它通常由ASCII码或汉字组成。目标文件。指把源程序经过相应语言的编译程序编译过，但尚未经过链接程序链接的目标代码所构成的文件。它属于二进制文件。通常，目标文件使用的后缀名是“.obj”。可执行文件。指把编译后产生的目标代码再经过链接程序链接后所形成的文件。6.1.2文件的属性为了对文件进行控制和管理，大多数操作系统都用一组信息来指定文件的类型、操作特性和存取保护等，这组信息称为文件的属性。文件的基本属性：文件的名称、文件的所有者、文件的授权者、文件的长度等。文件的类型属性：如普通文件、目录文件、系统文件、隐含文件、设备文件等。也可以按文件信息分为ASCII码文件、二进制码文件等。文件的保护属性：如可读、可写、可执行、可更新、可删除等，可改变保护以及档案属性。文件的管理属性：如文件的建立时间、最后存取时间、最后修改时间等。文件的控制属性：逻辑记录长、文件的大小、文件的最大长度以及允许的存取方式标志、关键字的位置、关键字长度等。所有文件的信息都保存在目录结构中，而目录结构保存在外存中。通常，目录条目包括文件名称及其唯一标识符，而这些标识符又定位其它属性信息。一个文件的属性信息大概需要1KB。6.2文件目录文件目录是一种数据结构，用来标识文件系统中的文件及其物理地址，供检索时使用。对文件目录管理的功能要求如下：(1)实现按名存取。(2)提高对目录的检索速度。(3)文件共享。(4)允许文件重名。6.2.1文件控制块和文件目录一个文件包括两部分：文件说明和文件体。文件体是指文件本身的信息，它可以是记录式文件或字符流文件。文件说明也叫文件控制块(filecontrolblock，FCB)，它是操作系统为管理文件而设置的数据结构，存放管理文件所需的所有有关信息(文件属性)，文件控制块是文件存在的标志。6.2.1文件控制块和文件目录1.文件控制块文件控制块通常包含三类信息:(1)基本信息文件名：用于标识一个文件的符号名。在每个系统中，每个文件都必须有唯一的名字，用户利用该名字进行访问。文件类型：指明文件属性是普通文件，还是目录文件或特殊文件，是系统文件还是用户文件等。文件物理位置：指文件在外存上的存储位置，如存放文件的设备名、文件在外存的起始盘块号、文件占用的盘块数或字节数。文件大小：当前文件的大小(以字节、字或块为单位)和允许的最大长度。(2)存取控制信息存取控制信息包括：文件属主的存取权限、标准用户的存取权限以及一般用户的存取权限。(3)使用信息时间和日期：反映文件创建和最后修改的日期和时间。最后使用情况：包括文件是否被其它进程锁住、文件在内存中是否已被修改但尚未拷贝到盘上等。这些信息可用于对文件实施保护和监控等。使用计数：表示当前有多少个进程正在使用或打开该文件。6.2.1文件控制块和文件目录2.文件目录文件与文件控制块一一对应，文件控制块的有序集合称为文件目录，一个文件控制块就是一个文件目录项。为了实现对文件目录的管理，通常将文件目录以文件的形式保存在外存上，这个文件就叫目录文件。

MS-DOS目录项示意图:6.2.1文件控制块和文件目录3.索引节点为了减少检索文件的时间，在有的系统中，如UNIX/Linux系统，采用把文件名和文件描述信息分开的方法，使文件描述信息单独形成一个定长的数据结构，称为索引节点，简称为i结点。这样，在文件目录中的每个目录项仅由文件名和指向该文件对应的i结点的指针所构成。在UNIX系统中一个目录仅占16个字节，其中14个字节是文件名，2个字节为i结点指针。在1KB的盘块中可保存64个目录项，这样，为找到一个文件，可使平均启动磁盘次数减少到原来的1/4，大大节省了系统开销。Unix系统的文件目录项示意图如下。6.2.2文件目录结构1.单级目录在整个文件系统中只建立一张目录表，每个文件占一个目录项，目录项中包含文件名、文件扩展名、文件类型、文件长度、文件物理地址以及其它文件属性。6.2.2文件目录结构1.单级目录单级目录的优点是简单、易于实现，实现了目录管理的基本功能——按名存取，但却存在以下一些缺点：(1)查找速度慢。(2)不允许重名。(3)不便于文件的共享。6.2.2文件目录结构2.两级目录为每一个用户建立一个单独的用户文件目录UFD(UserFileDirectory)。这些文件目录具有相似的结构，它由用户所有文件的文件控制块组成。系统再建立一个主文件目录MFD(MasterFileDirectory)，在主文件目录中，每个用户目录文件都占有一个目录项，其目录项中包括用户名和指向该用户目录文件的指针。6.2.2文件目录结构2.两级目录两级目录结构基本克服了单级目录的缺点，具有以下优点：(1)解决文件名冲突。(2)提高目录检索速度。(3)不同用户可使用不同的文件名来访问系统中的同一个共享文件。两级目录仍然存在一些问题。这种结构有效地对用户加以隔离，这种隔离在各用户之间完全无关时是优点，但是当用户需要在某个任务上进行合作，且一用户又需要访问其它用户的文件时，这种隔离就是个缺点，因为有的系统不允许本地用户文件被其它用户访问。6.2.2文件目录结构3.多级目录多级目录结构是一棵倒向的有根树，树根是根目录；从根向下，每一个树枝是一个子目录，而树叶则是文件。树形目录有许多优点：它较好地反映了现实世界中具有层次关系的数据集合和较确切地反映系统内部文件的分支结构，不同的文件可以重名，只要它们不位于同一子目录中即可，易于规定不同层次或子树中文件的不同存取权限，便于文件的保护、保密和共享等。6.2.2文件目录结构在树形目录结构中，文件的全名包括从根目录开始到文件为止的所有子目录路径。各个子目录名之间用正斜线“/”或反斜线“\”隔开。子目录名组成的部分又称为路径名。系统内的每个文件都有唯一的路径名，路径名是从根经过所有子目录再到指定文件的路径。绝对路径名从根目录开始并给出路径上的目录名直到指定的文件。相对路径名则从当前目录开始定义一个路径。6.2.3目录的实现1.线性列表目录文件是由目录项构成的一个线性表，每个目录项包括文件名和指向数据块的指针。当需要创建一个新文件时，系统必须首先搜索目录文件以确定有没有同名的文件存在，然后把新文件的目录项添加到目录末尾。当删除一个文件时，系统根据给定的文件名来搜索文件目录。找到该文件所在目录项后，释放分配给该文件的磁盘空间，并将相应的目录项删除。6.2.3目录的实现2.哈希表哈希表是实现文件目录的另一种数据结构。采用这种方法时，除了使用线性列表来存放目录项以外，还使用了哈希表。哈希表将根据文件名计算出一个哈希值，并返回一个指向线性列表中元素的指针。因此，它大大降低了目录搜索时间，插入和删除也很方便，不过需要一些措施来避免冲突(两个不同的文件名具有相同的哈希值)。哈希表的最大困难在于其大小通常是固定的，而且哈希函数也依赖于哈希表的大小。6.3文件和目录操作6.3.1文件操作用户通过文件系统提供的系统调用对文件进行操作。1.基本的文件操作(1)创建文件。(2)删除文件。(3)读文件。(4)写文件。(5)文件定位。(6)截短文件。6.3.1文件操作2.文件的“打开”和“关闭”操作为了避免多次重复地检索目录，大多数操作系统都引入“打开(open)”这一文件系统调用，当用户第一次请求对某文件进行操作时，先利用open系统调用显式地将该文件打开。操作系统维护一个包含所有打开文件的信息表(打开文件表，openfiletable)。当需要进行一个文件操作时，可以通过打开文件表的一个索引来指定文件，而不需要搜索整个文件目录。当文件不再使用时，进程可以关闭它，操作系统随即从打开文件表中删除这一条目。6.3.2目录操作1.创建目录创建的新目录除了目录项“.”(表示该目录本身)和“..”(表示父目录)以外，其内容为空。2.删除目录删除目录时，系统首先进行目录检索，在父目录中找到该目录的目录项，然后验证用户的操作权限，如果具有删除权限，就执行相应的删除操作。在删除目录时，不同的系统有不同的限制。有的系统限制只能删除空目录，因此，当被删除目录下有子目录或文件时，将不能删除目录，如MS-DOS就是采用这种目录删除方式。而另外有些系统则不管目录是否为空都可以执行删除操作，如果目录非空，系统会自动将它下面的文件或子目录一并删除。3.检索目录检索目录是根据用户给定的文件路径名，从高层到底层顺序地查找各级文件目录，寻找指定文件的相关信息。6.4文件的逻辑结构对于文件组织形式的研究有两种不同的观点，即用户观点和实现观点。用户观点的目的是研究用户“思维”中的抽象文件，也称逻辑文件。研究的侧重点是为用户提供一种逻辑结构清晰、使用简便的逻辑文件形式。用户按照这种形式去存储和访问有关文件中的信息。实现观点的目的是研究保存在设备介质中的实际文件，也称物理文件。研究的侧重点是如何选择工作性能良好、设备利用率高的物理文件形式。6.4文件的逻辑结构对应于用户观点的逻辑文件和实现观点的物理文件，任何一个文件都存在两种形式的结构：逻辑结构和物理结构。(1)文件的逻辑结构。这是从用户观点出发所观察到的文件组织形式，是用户可以直接处理的数据及结构，它独立于文件的物理特性。(2)文件的物理结构。又称为文件的存储结构，是指文件在外存上的存储组织形式。这不仅与存储介质的存储性能有关，而且与所采用的外存分配方式有关。操作系统对文件逻辑结构提出的基本要求包含以下三个方面：高检索速度。在将大批记录组成文件时，应有利于提高检索记录的速度和效率。便于修改。要便于在文件中增加、删除和修改一个或多个记录。低存储费用。减少文件占用的存储空间，不要求大片的连续存储空间。6.4.1文件逻辑结构的类型文件的逻辑结构可分为两大类：有结构文件和无结构文件。

1.有结构文件有结构文件又称记录式文件，它在逻辑上可以看成是一组连续记录的集合，即文件由若干条相关记录组成，且对每个记录编上号码，依次为记录1、记录2、……、记录n。每个记录是一组相关的数据集合，用于描述一个对象的某个方面的属性，如年龄、姓名、职务、工资等。通常数据结构和数据库都是采用有结构的文件形式。6.4.1文件逻辑结构的类型有结构文件按照记录长度是否相同，又可分为定长记录文件和不定长记录文件两种。(1)定长记录：定长记录文件中所有记录的长度相等。定长记录处理方便，开销小，被广泛用于数据处理中。(2)变长记录文件：变长记录文件中的记录长度不相等。产生变长记录的原因，可能是由于一个记录中所包含的数据项数目并不相同，如书的著作者、论文中的关键词等；也可能是数据项本身的长度不定，例如，病历记录中的病因、病史；科技情报记录中的摘要等。6.4.1文件逻辑结构的类型为了方便用户使用和系统管理，可采用多种方式来组织这些记录，形成以下几种文件：(1)顺序文件。由一系列记录按某种顺序排列形成的文件。其中的记录通常是定长记录，能用较快的速度查找文件中的记录。(2)索引文件。主要针对变长记录的文件，为之建立一张索引表，每个记录占用一个表项，以加快对记录检索的速度。(3)索引顺序文件。这是上述两种文件构成方式的组合。6.4.1文件逻辑结构的类型2.无结构的文件无结构文件是由一组相关信息组成的有序字符流，即流式文件。大量的源程序、可执行程序、库函数等均采用无结构的文件形式。Windows系统中，所有的文件都被看成是流式文件，即使是有结构文件，也被视为流式文件，系统不对文件进行格式处理。把文件看作字节流，为操作系统带来了很大的灵活性。用户可以根据需要在自己的文件中加入任何内容，而不用操作系统提供任何额外帮助。由于记录式文件的使用很不方便，尤其是变长记录文件，另外在文件中还要有说明记录长度的信息，这就浪费了一部分存储空间。因此许多现代计算机操作系统，如UNIX操作系统等都取消了记录式文件。6.4.2顺序文件1.文件记录的排序顺序文件是一系列记录按某种顺序排列形成的文件。通常可归纳为以下两种情况：(1)时间顺序结构。各记录之间的顺序与关键字无关。记录按存入时间的先后顺序排列。(2)关键字顺序结构。各记录按关键字(词)排列。可以按关键字(词)的长短从小到大或从大到小排列，或按其英文字母顺序排序。对时间顺序结构文件，在每次检索文件时，每次都必须从头开始，逐个记录查找，直至找到指定的记录，或查完所有的记录为止。对关键字顺序结构文件，可采用一些有效的查找算法，如折半查找法、插值查找法、跳步查找法等来提高检索效率。6.4.2顺序文件2.顺序文件的读/写操作对于定长记录的顺序文件，如果已知当前记录的逻辑地址，可很容易确定下一个记录的逻辑地址。在读/写一个文件时，可设置一个读/写指针Rptr/Wptr，令它指向下一个记录的首地址，每当读/写完一个记录时，便执行下式

Rptr/Wptr:=Rptr/Wptr+L

使之指向下一个记录的首地址，其中的L为记录长度。对于变长记录的顺序文件，在顺序读/写时与定长记录顺序文件相似，不同的是在每次读/写完一个记录后，须将读/写指针加上Li，Li是刚读/写完的记录的长度。6.4.2顺序文件3.顺序文件的优缺点当对记录文件进行批量存取操作时，即每次要读写一大批记录时，此时，对顺序文件的存取效率是所有逻辑文件中最高的。在交互应用场合，用户(程序)需要查找或修改单个记录，为此系统需要逐个查找诸记录。这时，顺序文件表现出来的性能就可能很差，当文件较大时，情况更为严重。例如，一个含有104个记录的顺序文件，如果对它采用顺序查找去查找一个指定的记录，则平均需要查找5

103个记录。如果是可变长记录的顺序文件，则为查找一个记录所需付出的开销将更大。顺序文件的另一个缺点是，增加或删除一个记录比较困难。6.4.3索引文件在变长记录文件中引入索引表，即为变长记录文件建立一张索引表，对主文件中的每个记录，在索引表中建立一个对应的表项，记录该文件记录的长度L及指向该记录的指针(该记录在逻辑地址空间的首址)。由于索引表是按记录键排序的，因此，索引表本身是一个定长记录的顺序文件，从而可以方便地实现直接存取。在对索引文件进行检索时，首先根据用户(程序)提供的关键字，并利用折半查找法去检索索引表，从中找到对应的表项，再利用该表项中给出的指向记录的指针值，去访问所需的记录。6.4.4索引顺序文件索引顺序文件是顺序文件和索引文件相结合的产物，是最常见的一种逻辑文件形式。它将顺序文件中的所有记录分为若干个组，为顺序文件建立一张索引表，在索引表中为每组中的第一个记录建立一个索引项，其中含有该记录的键值和指向该记录的指针。在对索引顺序文件进行检索时，首先利用用户(程序)提供的关键字以及某种查找算法去检索索引表，找到该记录所在记录组中第一个记录的表项，从中得到该记录组第一个记录在主文件中的位置；然后，再利用顺序查找法去查找主文件，从中找到所要访问的记录。如果在一个顺序文件中包含的记录数为N，则为检索到具有指定关键字的记录，平均须查找N/2个记录；但对于索引顺序文件，则为能检索到具有指定关键字的记录，平均只要查找个记录数。6.5文件的物理结构文件的物理结构指文件在外存上的存储组织形式，表示一个文件在外存上的安置、链接和编目的方法。它和文件的逻辑结构以及外存设备的特性等都有密切的关系。因此，在确定一个文件的物理结构时，必须考虑文件的大小、记录是否定长、访问的频繁程度和存取方法等。磁盘的结构允许文件管理系统按三种不同的方式组织文件：连续文件、链接文件、随机文件。6.5.1连续文件连续文件结构是由一组分配在磁盘连续区域的物理块组成的。文件中的每一个记录有一个序号，序号为i+1的记录，其物理位置一定紧跟在i号记录之后。连续文件结构的优点有：(1)存取简单。若给定记录号为r，记录长度为l，物理块大小为size，则相对块号计算为：(2)存取速度较快。如果文件中第n个记录刚被存取过，而下一个要存取的是第n+1个记录，则这个存取操作会很快完成。

6.5.1连续文件连续文件结构的缺点是：如果是直接存取设备(或称多路存储设备，如磁盘)，在多道程序情况下，由于其他用户可能驱使磁头移向其它柱面，因而就会降低连续文件的优越性。连续文件结构对于变化少、可以作为一个整体处理的大量数据段较为方便，而对那些变化频繁的少量记录不宜采用。对于连续文件结构来说，其文件长度一经固定便不易改变，因而不利于文件的增长和扩充。6.5.2链接文件链接文件结构是按顺序由串联的块组成的，即文件的信息按存储介质的物理特性存于若干块中，一块中可包含一个逻辑记录或多个逻辑记录，或者一个逻辑记录占有多个物理块。每个物理块的最末一个字(或第一个字)作为链接字，它指向后继块的物理地址。文件的最后一块的链接字为结束标记(例如“

”)，它表示文件至本块结束。6.5.2链接文件链接文件采用的是一种非连续的存储结构，文件的逻辑记录可以存放到不连续的物理块中，能较好地利用外存空间。另外，还易于对文件进行扩充，即只要修改链接字就可以将记录插入到文件中间或从文件中删除若干记录。对于链接文件而言，为了找到一个记录，文件必须从文件头开始一块一块查找，直到所需的记录被找到。链接文件可以是单链结构，也可以是双链结构。在双链结构中，在每个相应的物理块中增加一个后向指针，令它指向上一个记录所在的物理块，链接文件能反向顺序存取。链接文件虽比较易于修改，但由于存放链指针，所以需要消耗一定的存储空间。链接文件只适用于顺序存取方式，不适用于直接存取方式。6.5.3随机文件随机文件结构是实现非连续分配的另一种方式。在随机文件结构中，文件的数据记录存放在直接存取型存储设备上，数据记录的关键字和其地址之间建立某种对应关系，并利用这种关系进行存取。通常有三种形式的随机文件结构：直接地址结构、索引结构和散列结构。1.直接地址结构如果知道某个记录的地址时，可直接使用这个地址进行存取。这就意味着，用户必须知道每个记录的具体地址，这是很不方便的。因此，直接地址结构并不常用。当然直接地址结构的存取效率最高，因为不需要进行任何“查找”。6.5.3随机文件2.索引结构索引结构将逻辑文件顺序地划分成长度与物理存储块长度相同的逻辑块，然后为每个文件分别建立逻辑块号与物理块号的映射表。这张表称为该文件的索引表。用这种方法构造的文件称为索引文件。索引文件的索引项按文件逻辑块号顺序排列。6.5.3随机文件索引文件在存储区中占两个区：索引区和数据区。索引区存放索引表。数据区存放数据文件本身。访问索引文件需要两步操作。第一步是查文件索引，由逻辑块号查得物理块号；第二步是由此物理块号获得所要求的信息。因此，需要两次访问文件存储器。如果文件索引表已经预先调入主存，则只需访问一次。索引文件的优点是可以直接访问任意记录，而且便于文件的增删。当增加或删除记录时，需要对索引表及时加以修改。由于每次存取都涉及到索引表的查找，因此，所采用的查找策略对文件系统的效率有很大的影响。通常采用的查找策略有两种：二分查找和顺序查找。6.5.3随机文件3.散列结构在散列结构中，文件中记录的关键字经过散列计算处理，转换成相应的物理块地址，并进行访问，利用这种散列关系实现记录存取的文件叫做散列文件。由于通常地址的总数比可能的关键字的值的总数要小得多，即不会是一对一的关系，因此不同的关键字在散列计算之后，可能会得出相同的地址，称为“冲突”。一种散列算法是否成功的一个重要标志，是看其将不同的关键字映射到同一地址的几率有多大，如果几率越小，则该散列算法的性能就越好。即“冲突”产生的几率越小越好。散列算法的基本思想是根据关键字来计算相应记录的地址，所以必须解决好如下两个问题：(1)寻找一个散列函数h(k)实现关键字到地址的转换。(2)确定解决冲突的方法。6.5.4文件物理结构比较连续文件的优点是不需要额外的空间开销，只要在目录中指出起始块号和文件长度，就可以对文件进行访问，且一次可以读出整个文件。对于固定不变且要长期使用的文件(比如系统文件)，这是一种较为节省的方法。其缺点是：(1)不能