53页面置换算法.ppt

L为缺页之间的平均时间；S为平均缺页服务时间 LS，表示很少发生缺页 LS，表示频繁发生缺页 L≈S，表示磁盘与处理机均能达到它们的最大利用率 当多道程序度偏高，影响到处理机的利用率，则应选择挂起某些当前活动的进程，将它们对换至外存。 首先选择优先级最低的进程 其次选择优先级较低的进程 再选择并不十分重要、但却较大的进程 选择剩余执行时间最多的进程…… 3、利用“L=S”准则调节缺页率 4、选择暂停的进程 5.5 请求分段存储管理方式 请求分段式管理需要请求段表机制、缺段中断机构以及地址变换机构。 1、请求段表机制 请求段表是请求分段管理方式的主要数据结构。请求分段的段表项如图所示。 5.5.1 请求分段中的硬件支持 段名 段长 段 基址 存取方式 访问字段A 修改字段M 存在位P 增补位 外存始址 在请求分段系统中，采用的是请求调段策略。 进程访问的段不在内存，缺段中断机构产生一缺段中断信号，进入OS后由缺段中断处理程序将所缺的段调入内存。 2、缺段中断机构 图 5-12 请求分段系统中的中断处理过程 2、缺段中断机构 缺段中段与缺页中段的区别： 共同点：在一条指令的执行期间产生和处理中断，一条指令的执行期间可能产生多次缺段中断。 不同点：在请求分段存储管理方式中，不可能出现一条指令被分割在两个分段中的情况；也不可能有被传送的一组信息被分割在两个分段中的情况。 2、缺段中断机构 在分段系统地址变换机构的基础上，增加了缺段中段的请求及其处理等功能形成的。 地址变换过程：若有缺段，则先将所缺的段调入内存，然后修改段表，再利用段表进行地址变换。 3、地址变换机构 图 5-13 请求分段系统的地址变换过程 访问[s][w] W段长？ 符合存取方式？ 段s在主存？ 修改访问字段，如写 访问，置修改位为1 形成访问主存地址 (A)=(主存始址）+（位移量W) 分段越界 中断处理 分段保护 中断处理 缺段 中断处理 访问[s][w] 是 是 是 否 否 否 3、地址变换机构 5.5.2 分段的共享与保护 实现分段共享，应配置相应的数据结构共享段表及对共享段的操作过程。 共享段表：为了实现分段共享在系统中配置的一张段表，所有各共享段都在共享段表中上有一个表项。表项中记录了共享段的段号和段长、内存起始地址、存在位等信息，并记录有共享此分段的每个进程的情况。 1、共享段表 图 5-14 共享段表项 共享进程计数器COUNT：记录有多少个进程需要共享该分段。 存取控制字段：说明不同的进程对该分段不同的存取权限。 段号：对于同一个共享段，不同的进程可以使用不同的段号去共享该段。 共享段的分配：只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，并把共享段调放该区，同时将该区的始址填入该进程的段表的相应项中，同时把count置为１。 此后如有其它进程需要调用该共享段时，只需在调用进程的段表中，增加一个表项，填入该共享段的物理地址；在共享段的段表中，填上进程名、存取控制等。再执行count+1操作。 共享段的回收：当共享此段的某进程不再需要它时，应将该段释放，修改该进程的段表及共享段段表。当count=0时，则由系统回收该共享段的物理内存。 2、共享段的分配与回收 分段保护的常用措施 越界检查 将逻辑地址的段号与段表的长度（段表寄存器）比较 段内地址与（段表中）段长比较 存取控制检查 段表的“存取控制”字段中的访问方式： （1）只读；（2）只执行；（3）读写； 环保护机制 3、分段保护 设置不同的环，并赋予不同的优先权，并规定低编号的环有较高的优先权。 程序根据其重要程度放在不同的环中。 在环系统中，程序的访问和调用应遵循下列原则： 一个程序可以访问驻留在相同环或较低特权环中的数据 一个程序可以调用驻留在相同环或较高特权环中的服务 环保护机制 * * * * * 缺页中断处理程序通过查找页表，得到该页所在外存的物理块号。 如果此时内存空闲，能容纳新页，则启动磁盘I/O将所缺之页调入内存，然后修改页表。 如果内存已满，则须先按照某种置换算法，从内存中选出一页准备换出； 如果该页未被修改过，可不必将页写入磁盘；但如果该页已被修改，则必须将它重新写入磁盘，然后再将缺页调入内存，并修改页表中的相应表项，再将此页表项写入快表中。据修改后的页表形成去访问数据的物理地址。 3、页面调入过程 衡量指标——缺页率f 假定作业p共计n页，系统分配给它的主存块为m (m = n)。如果作业p在运行中成功访问页面的次数为S（所访问的页面在主存中），不成功的访问次数为F，则总的访问次数为： A = S + F f = F / A 影响缺页中断率的因素： 页面大小、进程所分配物理块的数目、页面替换算法、程序固有特性