新第18讲存储器管理之请求分段存储管理方式.doc

第十八讲 存储器管理之请求分段存储管理方式 引言 概述：请求分段存储管理系统也与请求分页存储管理系统一样，为用户提供了一个比内存空间大得多的虚拟存储器。虚拟存储器的实际容量由计算机的地址结构确定。 思想：在请求分段存储管理系统中，作业运行之前，只要求将当前需要的若干个分段装入内存，便可启动作业运行。在作业运行过程中，如果要访问的分段不在内存中，则通过调段功能将其调入，同时还可以通过置换功能将暂时不用的分段换出到外存，以便腾出内存空间。 请求分段中的硬件支持 请求分段需要的硬件支持有：段表机制、缺页中断机构、地址变换机构。 段表机制 段名 段长 段的基址 存取方式 访问字段A 修改位M 存在位P 增补位 外存始址 说明： 存取方式：存取属性（执行、只读、允许读/写） 访问字段A：记录该段被访问的频繁程度 修改位M：表示该段在进入内存后，是否被修改过。 存在位P：表示该段是否在内存中。 增补位：表示在运行过程中，该段是否做过动态增长。 外存地址：表示该段在外存中的起始地址。 缺段中断机构 当被访问的段不在内存中时，将产生一缺段中断信号。其缺段中断的处理过程如图： 地址变换机构 分段的共享和保护 为了实现分段共享，设置一个数据结构——共享段表，以及对共享段进行操作的过程。 共享段表 说明:所有的共享段都在共享段表中对应一个表项。其中： 共享进程计数器count：记录有多少个进程需要共享该分段，设置一个整型变量count。 存取控制字段：设定存取权限。 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。 共享段的分配和回收 共享段的分配 基本过程：在为共享段分配内存时，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。 就是： 第一次访问：分配内存（1）增加共享段表；（2）修改进程段表。 第二次访问：不用在分配内存了，因为已经把共享段调入内存（1）修改共享段表；（2）修改进程段表。 回收 基本过程：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)， 则只是取消调用者进程在共享段表中的有关记录 回收： count∶=count—1 （1）count=0 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 （2）count 0 取消调用者进程在共享段表中的有关记录，还有进程在使用该共享段。 分段保护 在分段系统中，由于每个段在逻辑上是独立，因而比较容易实现信息保护。目前分段管理的保护主要有三种： 地址越界保护 先利用段表寄存器中的段表长度与逻辑地址中的段号比较，若段号超界则产生越界中断；再利用段表项中的段长与逻辑地址中的段内位移进行比较，若段内位移大于段长，也会产生越界中断。注：在允许段动态增长的系统中，允许段内位移大于段长。 访问控制保护（存取控制保护） 在段表中设置了一个存取控制字段，用于规定对该段的访问方式。 环保护机构 环的构成：OS核心在内环；重要的实用程序和操作系统服务在中间环；一般应用程序在外环。 在环系统中，程序的访问和调用应遵循一定的规则： （1）一个程序可以访问同环或较低特权环中的数据； （2）一个程序可以调用同环或较高特权环中的服务； 练习： 1重定位是指 ；重定位的方式有两种： 从作业的逻辑地址到物理地址的转换过程。 静态重定位和动态重定位。 2 如果一个程序为多个进程所共享，那么该程序的代码在执行的过程中不能被修改即程序应该是： 可重入码 3 若计算机CPU给出的有效地址长度为32位,内存为32M，则该机的存储空间为 M，作业的地址空间为 ： 32M，232B。 4 把作业装入内存时随即进行地址变换的方式称为 ；而在作业执行期间，当访问到指令或数据时才进行地址变换的方式称为 。 静态重定位；动态重定位。 5动态重定位的特点是： 由硬件实现，在运行过程中进行地址变换。 6 用户程序中的地址称为逻