分段系统的基本原理

在分段存储管理方式中，作业的地址空间被划分为若干个段，每个段定义了一组逻辑信息。例如，有主程序段MAIN、子程序段X、数据段D及堆栈段S等。

段表

在前面所介绍的动态分区分配方式中，系统为整个进程分配一个连续的内存空间。而在分段式存储管理系统中，则是为每个分段分配一个连续的分区。进程中的各个段，可以离散地装入内存中不同的分区中。为保证程序能正常运行，就必须能从物理内存中找出每个逻辑段所对应的位置。这就需要段表了

为了实现进程从逻辑地址到物理地址的变换功能，在系统中设置了段表寄存器，用于存放段表始址和段表长度TL。在进行地址变换时，系统将逻辑地址中的段号与段表长度TL进行比较。若S>TL，表示段号太大，是访问越界，于是产生越界中断信号。若未越界，则根据段表的始址和该段的段号，计算出该段对应段表项的位置，从中读出该段在内存的起始地址。然后，再检查段内地址d是否超过该段的段长SL。若超过，即d>SL，同样发出越界中断信号。若未越界，则将该段的基址d与段内地址相加，即可得到要访问的内存物理地址。图示出了分段系统的地址变换过程。

分页和分段的总结

（1）页是信息的物理单位，分页是为了实现离散的分配方式，以消减主存“碎片”，提高主存的利用率。或者说，分页仅仅是由于系统管理的需要，而不是用户的需要。段是信息的逻辑单位，它包含一组意义相对完整的信息。分段的目的是为了能更好地满足用户的需要。

（2）页的大小固定且由系统确定，把逻辑地址划分为页号和页内地址两部分，是由机器硬件实现的，因而一个系统只能有一种大小的页面。段的长度却不固定，决定于用户所编写的程序，通常由编译程序在对源程序进行编译时，根据信息的性质来划分。

（3）分页的作业地址空间是一维的，即单一的线性地址空间，程序员只需要利用一个记忆符，即可表示一个地址。分段的作业地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既需给出段名，又需给出段内地址。

段页式存储管理

段页式系统的基本原理是分段和分页原理的结合，即先将用户程序分成若干个段，再把每个段分成若干个页，并为每一个段赋予一个段名。图(a)示出了一个作业地址空间的结构。该作业有三个段：主程序段、子程序段和数据段；页面大小为 4 KB。在段页式系统中，其地址结构由段号、段内页号及页内地址三部分所组成，如图(b)所示。

在段页式系统中，为了实现从逻辑地址到物理地址的变换，系统中需要同时配置段表和页表。段表的内容与分段系统略有不同，它不再是内存始址和段长，而是页表始址和页表长度。图示出了利用段表和页表进行从用户地址空间到物理(内存)空间的映射。

地址变换过程：

　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S < TL，表示未越界，于是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。图示出了段页式系统中的地址变换机构。

虚拟存储器

要求将一个作业全部装入内存后方能运行，于是，出现了下面这样两种情况：

• 　(1) 有的作业很大，其所要求的内存空间超过了内存总容量，作业不能全部被装入内存，致使该作业无法运行；
• 　(2) 有大量作业要求运行，但由于内存容量不足以容纳所有这些作业，只能将少数作业装入内存让它们先运行，而将其它大量的作业留在外存上等待

局部性原理：

• 程序在执行时将呈现出局部性规律，即在一较短的时间内，程序的执行仅局限于某个部分，相应地，它所访问的存储空间也局限于某个区域。时间局部性和空间局部性

基于局部性原理可知，应用程序在运行之前没有必要将之全部装入内存，而仅须将那些当前要运行的少数页面或段先装入内存便可运行，其余部分暂留在盘上。

虚拟存储器的定义

　当用户看到自己的程序能在系统中正常运行时，他会认为，该系统所具有的内存容量一定比自己的程序大，或者说，用户所感觉到的内存容量会比实际内存容量大得多。但用户所看到的大容量只是一种错觉，是虚的，故人们把这样的存储器称为虚拟存储器。

实现方法

主要的硬件支持有：

• (1) 请求分页的页表机制。
• (2) 缺页中断机构。
• (3) 地址变换机构。

为了实现请求分页，系统必须提供一定的硬件支持。计算机系统除了要求一定容量的内存和外存外，还需要有请求页表机制、缺页中断机构以及地址变换机构。

在请求分页系统中需要的主要数据结构是请求页表，其基本作用仍然是将用户地址空间中的逻辑地址映射为内存空间中的物理地址。为了满足页面换进换出的需要，在请求页表中又增加了四个字段。这样，在请求分页系统中的每个页表应含以下诸项

一个显而易见的事实是，随着为每个进程所分配的物理块的减少，将使进程在执行中的缺页率上升，从而会降低进程的执行速度。最小物理块数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。

考虑优先权的分配算法。在实际应用中，为了照顾到重要的、紧迫的作业能尽快地完成，应为它分配较多的内存空间。通常采取的方法是把内存中可供分配的所有物理块分成两部分：一部分按比例地分配给各进程；另一部分则根据各进程的优先权进行分配，为高优先进程适当地增加其相应份额。在有的系统中，如重要的实时控制系统，则可能是完全按优先权为各进程分配其物理块的。

页面调入策略

为使进程能够正常运行，必须事先将要执行的那部分程序和数据所在的页面调入内存。现在的问题是：

• 　(1) 系统应在何时调入所需页面；

• 　　　(1) 预调页策略。
• 　　　(2) 请求调页策略

• 　　(2) 系统应从何处调入这些页面；

• 　　系统拥有足够的对换区空间，这时可以全部从对换区调入所需页面，以提高调页速度
• 　　系统缺少足够的对换区空间，这时凡是不会被修改的文件，都直接从文件区调入；而当换出这些页面时，由于它们未被修改，则不必再将它们重写到磁盘(换出)，以后再调入时，仍从文件区直接调入。但对于那些可能被修改的部分，在将它们换出时便须调到对换区，以后需要时再从对换区调入。

• 　　(3) 是如何进行调入的。

• 　　每当程序所要访问的页面未在内存时(存在位为“0”)，便向CPU发出一缺页中断，中断处理程序首先保留CPU环境，分析中断原因后转入缺页中断处理程序

缺页率

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，选择被置换页面还需要考虑到置换的代价，如页面是否被修改过。没有修改过的页面可以直接放弃，而修改过的页面则必须进行保存，所以处理这两种情况时的时间也是不同的。假设被置换的页面被修改的概率是β，其缺页中断处理时间为ta，被置换页面没有被修改的缺页中断时间为tb，那么，缺页中断处理时间的计算公式为     t=β×ta+(1—β)×tb

页面置换算法

在进程运行过程中，若其所要访问的页面不在内存，而需把它们调入内存，但内存已无空闲空间时，为了保证该进程能正常运行，系统必须从内存中调出一页程序或数据送到磁盘的对换区中。但应将哪个页面调出，须根据一定的算法来确定。通常，把选择换出页面的算法称为页面置换算法(Page-Replacement Algorithms)。置换算法的好坏将直接影响到系统的性能。

最佳(Optimal)置换算法

最佳置换算法是由Belady于1966年提出的一种理论上的算法。其所选择的被淘汰页面将是以后永不使用的，或许是在最长(未来)时间内不再被访问的页面。采用最佳置换算法通常可保证获得最低的缺页率。但由于人们目前还无法预知，一个进程在内存的若干个页面中，哪一个页面是未来最长时间内不再被访问的，因而该算法是无法实现的，但可以利用该算法去评价其它算法。

该算法是无法实现的，但是会利用该算法去评价其它算法。

先进先出(FIFO)页面置换算法

　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，即选择在内存中驻留时间最久的页面予以淘汰。该算法实现简单，只需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。但该算法与进程实际运行的规律不相适应，因为在进程中，有些页面经常被访问，比如，含有全局变量、常用函数、例程等的页面，FIFO算法并不能保证这些页面不被淘汰。

淘汰最先进入内存的页面，但可能那些页面也会被再次使用。所以这个算法也不太行。

LRU(Least Recently Used)最近最久未使用置换算法

FIFO置换算法的性能之所以较差，是因为它所依据的条件是各个页面调入内存的时间，而页面调入的先后并不能反映页面的使用情况。最近最久未使用(LRU)的页面置换算法是根据页面调入内存后的使用情况做出决策的。

需要的硬件支持：

可利用一个特殊的栈保存当前使用的各个页面的页面号。每当进程访问某页面时，便将该页面的页面号从栈中移出，将它压入栈顶。因此，栈顶始终是最新被访问页面的编号，而栈底则是最近最久未使用页面的页面号。假定现有一进程，它分有五个物理块，所访问的页面的页面号序列为：4，7，0，7，1，0，1，2，1，2，6

抖动

“抖动”与工作集 ：

　　由于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量，故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，进程在运行中会频繁地发生缺页情况，这又会对系统的性能产生很大的影响，故还须对请求分页系统的性能做简单的分析。

由于虚拟存储器系统能从逻辑上扩大内存，这时，只需装入一个进程的部分程序和数据便可开始运行，故人们希望在系统中能运行更多的进程，即增加多道程序度，以提高处理机的利用率。**但处理机的实际利用率却如图中的实线所示。 **

产生“抖动”的原因：

　　发生“抖动”的根本原因是，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，必须请求系统将所缺之页调入内存。这会使得在系统中排队等待页面调进/调出的进程数目增加。显然，对磁盘的有效访问时间也随之急剧增加，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。我们称此时的进程是处于“抖动”状态。