操作系统备考学习 day9 (3.1.1 ~ 3.1.11)

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  • 第3章 内存
    • 3.1 内存管理概念
      • 3.1.1 内存的基本知识
        • 指令的工作原理
        • 绝对装入
        • 可重定位装入
        • 动态运行时装入
        • 从写程序到程序运行
        • 链接的三种方式
      • 3.1.2 内存管理概念
        • 内存空间的分配与回收
        • 内存保护
      • 3.1.3 覆盖与交换
        • 覆盖技术
        • 交换技术
      • 3.1.4 连续分配管理方式
        • 单一连续分配
        • 固定分配方式
        • 固定分区分配
        • 动态分区分配
      • 3.1.5 动态分区分配算法
        • 首次适应算法
        • 最佳适应算法
        • 最坏适应算法
        • 邻近适应算法
      • 3.1.6 基本分页存储管理的概念
        • 分页存储
        • 页表
      • 3.1.7 基本地址变换机构
      • 3.1.8 具有快表的地址变化机构
        • 引入快表后,地址的变换过程
      • 3.1.9 两级页表
        • 单级页表存在的问题
        • 两级页表的原理、地址结构
        • 需要注意的细节
      • 3.1.10 基本分段存储管理
        • 分段
        • 段表
        • 地址变换
        • 分段、分页管理的对比
      • 3.1.11 段页式管理方式
        • 分段+分页 = 段页式管理
        • 段表、页表

第3章 内存

3.1 内存管理概念

3.1.1 内存的基本知识

内存可存放数据。程序执行前需要先放到内存中才能被CPU处理–缓和CPU和硬盘之间的速度矛盾

在多道程序环境下,系统中会有多个程序并发执行,也就是说会有多个程序的数据需要同时放到内存中。需要给内存的存储单元编地址

内存汇总也有一个个的小房间,这些小房间就是一个存储单元
内存地址从0开始,每个地址对应一个存储单元
如果计算机“按字节编址”,则每个存储单元大小为1字节,即1B,即8个二进制位
如果字长为16位的计算机“按字编址”,则每个存储单元大小1个字;每个字的大小为16个二进制位
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4GB内存意味着需要 2 32 2^{32} 232个地址

指令的工作原理

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逻辑地址(相对地址):
程序经过编译、链接后生成的指令中指明的是逻辑地址(相对地址),即:相对于进程的起始地址而言的地址

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如何将指令中的逻辑地址转换为物理地址?
三种装入方式:

  • 绝对装入
  • 可重定位装入(静态重定位)
  • 动态运行时装入(动态重定位)
绝对装入

绝对装入:在编译时,如果知道程序将放到内存中的哪个位置,编译程序将产生绝对地址的目标代码。装入程序按照装入模块中的地址,将程序和数据装入内存
编译、链接后得到的装入模块的指令直接就使用了绝对地址
绝对装入只适用于单道程序环境

可重定位装入

静态重定位:又称可重定位装入。编译、链接后的装入模块的地址都是从0开始,指令中使用的地址、数据存放的地址都是相对于起始地址而言的逻辑地址。可根据内存的当前情况,将装入模块装入到内存的适当位置。装入时对地址进行“重定位”,将逻辑地址变换为物理地址(地址变换是在装入时一次完成的)
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静态重定位的特点是在一个作业装入内存时,必须分配其要求的全部内存空间,如果没有足够的内存,就不能装入该作业
作业一旦进入内存后,在运行期间就不能再移动,也不能再申请内存空间
多用于早期的多道批处理操作系统

动态运行时装入

动态重定位:又称动态运行时装入。编译、链接后的装入模块的地址都是从0开始的。装入程序把装入模块装入内存后,并不会立即把逻辑地址转换为物理地址,而是把地址地址推迟到程序真正要执行时才进行。因此装入内存后所有的地址依然是逻辑地址。这种方法需要一个重定位寄存器的支持。

重定位寄存器:存放装入模块存放的起始位置
采用动态重定位时允许程序在内存中发生移动

并且可将程序分配到不连续的存储区中;在程序运行前只需装入它的部分代码即可投入运行,然后在程序运行期间,根据需要动态申请分配内存;便于程序段的共享,可以向用户提供一个比存储空间大得多的地址空间

从写程序到程序运行

编译:由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块(编译就是把高级语言翻译成机器语言)
链接:由链接程序将编译后形成的一组目标模块,以及所需库函数链接在一起,形成一个完整的装入模块
装入(装载):由装入程序将装入模块装入内存运行
在这里插入图片描述

链接的三种方式
  1. 静态链接:在程序运行之前先将各目标模块及它们所需的库函数链接成一个完整的可执行文件(装入模块),之后不再拆开
  2. 装入时动态链接:将各目标模块装入内存时,边装入边链接的连接方式
  3. 运行时动态链接:在程序执行中需要该目标模块时,才对它进行链接。其优点是便于修改和更新,便于实现对目标模块的共享

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3.1.2 内存管理概念

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内存空间的分配与回收

操作系统作为系统资源的管理者,当然也需要对内存进行管理:

  1. 操作系统负责内存空间的分配与回收
  2. 操作系统需要提供某种技术从逻辑上对内存空间进行扩充
  3. 操作系统需要提供地址转换功能,负责程序的逻辑地址物理地址的转换
  4. 操作系统需要提供内存保护功能。保证各进程在各自存储空间内运作,互不干扰
内存保护

方法一:在CPU中设置一对上、下限及寄存器,存放进程的上、下限地址。进程的指令要访问某个地址时,CPU检查是否越界
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方法二:采用重定位寄存器(又称基址寄存器)和界地址寄存器(又称限长寄存器)进行越界检查。重定位寄存器中存放的是进程的起始物理地址。界地址寄存器中存放的是进程的最大逻辑地址
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3.1.3 覆盖与交换

覆盖技术

早期的计算机内存很小,比如IBM推出的第一台PC机最大只支持1MB大小的内存。因此经常会出现内存大小不够的情况

后来人们引入了覆盖技术,用来解决“程序大小超过物理内存总和”的问题

覆盖技术的思想:将程序分为多个段(多个模块)。常用的段常驻内存,不常用的段在需要时调入内存

内存中分为一个“固定区”和若干个“覆盖区”
需要常驻内存的段放在“固定区”中,调入后就不再调出(除非运行结束)
不常用的段放在“覆盖区”,需要用到时调入内存,用不到时调出内存
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必须由程序员声明覆盖结构,操作系统完成自动覆盖。缺点:对用户不透明,增加了用户编程负担
故覆盖技术只用于早期的操作系统,现在已成为历史

交换技术

交换(对换)技术的设计思想:内存空间紧张时,系统将内存中某些进程暂时换出外存,把外存中某些已具备运行条件的进程换入内存(进程在内存与磁盘间动态调度)
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中级调度(内存调度),就是要决定将哪个处于挂起状态的进程重新调入内存
暂时换出外存等待的进程状态为挂起状态(挂起态,suspend)
挂起态又可以进一步细分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态
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  1. 应该在外存(磁盘)的什么位置保存被换出的进程?
    具有对换功能的操作系统中,通常把磁盘空间分为文件区和对换区两个部分。文件区主要用于存放文件,主要追求存储空间的利用率,因此对文件区空间的管理采用离散分配方式;对换区空间只占磁盘空间的小部分,被换出的进程数据就存放在对换区。由于对换的速度直接影响到系统的整体速度,因此对换区空间的管理主要追求换入换出速度,因此通常对换区采用连续分配方式总之,对换区的I/O速度比文件区更快。
  2. 什么时候应该交换
    交换通常在许多进程运行且内存吃紧时进行,而系统负荷降低就暂停
  3. 应该换出那些进程?
    可优先换出阻塞进程;可换出优先级低的进程;为了防止优先级低的进程在被调入内存后很快又被换出,有的系统还会考虑进程在内存的驻留时间

3.1.4 连续分配管理方式

连续分配:指为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间

单一连续分配

在单一连续分配方式中,内存被分为系统区和用户区。系统区通常位于内存的低地址部分,用于存放操作系统相关数据;用户区用于存放用户进程相关数据。
内存中只能有一道用户程序,用户程序独占整个用户区空间。

优点:实现简单;无外部碎片;可以采用覆盖技术扩充内存;不一定需要采取内存保护
缺点:只能用于单用户、单任务的操作系统中;有内部碎片;存储器利用率极低

分配给某进程的内存区域中,如果有些部分没有用上,就是“内部碎片”
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固定分配方式

在早期,为了能在内存中装入多道程序,且这些程序之间又不会相互干扰,于是将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区在每个分区中只装入一道作业,这样就形成了最早的、最简答的一种可运行多道程序的内存管理方式

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分区大小相等:缺乏灵活性,但是很适合用于用一台计算机控制多个相同对象的场合
分区大小不等:增加了灵活性,可以满足不同大小的进程需求

固定分区分配

操作系统需要建立一个数据结构–分区说明表,来实现各个分区的分配与回收。每个表项对应一个分区,通常按分区大小排列。每个表项包括对应分区的大小、起始地址、状态(是否已分配)
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当某用户程序要装入内存时,由操作系统内核程序根据用户程序大小检索该表,从中找到一个能满足大小的、未分配的分区,将之分配给该程序,然后修改状态为“已分配”
优点:实现简单,无外部碎片有内部碎片
缺点:a.当用户程序太大时,可能所有的分区都不能满足需求,此时不得不采用覆盖技术来解决,但这又会降低性能;b. 会产生内部碎片,内存利用率低

动态分区分配

动态分区分配又称可变分区分配。这种分配方式不会预先划分内存分区,而是在进程装入内存时,根据进程的大小动态地建立分区,并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统分区的大小和数目是可变的

  1. 系统要用什么样的数据结构记录内存的使用情况?
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    空闲分区表:每个空闲分区对应一个表项。表项中包含分区号、分区大小、分区起始地址等信息
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    空闲分区链:每个分区的起始部分和末尾部分分别设置前向指针和后向指针。起始部分处还可记录分区大小等信息
    在这里插入图片描述
  2. 当很多个空闲分区都能满足需求时,应该选择哪个分区进行分配?
    把一个新作业装入内存时,须按照一定的动态分区分配算法,从空闲分区表(或空闲分区链)中选出一个分区分配给该作业。由于分区分配算法对系统性能有很大的影响,因此人民对它进行了广泛的研究
  3. 如何进行分区的分配与回收操作?
    假设系统采用的数据结构是“空闲分区表”
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动态分区分配没有内部碎片,但是有外部碎片。
内部碎片,分配给某进程的内存区域,如果有些部分没有用上。
外部碎片,是指内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用

如果内存中空闲空间的总和本来可以满足某进程的要求,但由于进程需要的是一整块连续的内存空间,因此这些“碎片”不能满足进程的需求
可以通过紧凑(拼凑,Compaction)技术来解决外部碎片

3.1.5 动态分区分配算法

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首次适应算法

算法思想:每次都从低地址开始查找,找到第一个能满足大小的空闲分区
如何实现:空闲分区以地址递增的次序排序。每次分配内存时顺序查找空闲分区链(或空闲分区表),找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

最佳适应算法

算法思想:由于动态分区分配是一种连续分配方式,为各进程分配的空间必须是连续的一整片区域。因此为了保证当“大进程”到来时能有连续的大片空间,可以尽可能多地留下大片的空闲区,即,优先使用更小的空闲区
如何实现:空闲分区按容量递增次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链(或空闲分区表),找到大小能满足要求的第一个空闲分区
缺点:每次都选最小的分区进行分配,会留下越来越多的、很小的、难以利用的内存块。因此这种方法会产生很多的外部碎片。

最坏适应算法

又称最大适应算法
算法思想:为了解决最佳适应算法的问题–即留下太多难以利用的小碎片,可以在每次分配时优先使用最大的连续空闲区,这样分配后剩余的空闲区就不会太小,更方便使用。
如何实现:空闲分区按容量递减次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链(或空闲分区表),找到大小能满足要求的第一个空闲分区
缺点:每次都选最大的分区进行分配,虽然可以让分配后留下的空闲区更大,更可用,但是这种方式会导致较大的连续空闲区被迅速用完,如果之后有“大进程”到达,就没有内存分区可用了

邻近适应算法

算法思想:首次适应算法每次都从链头开始查找的。这可能会导致低地址部分出现很多小的空闲分区,而每次分配查找时,都要经过这些分区,因此也增加了查找的开销。如果每次都从上次查找结束的位置开始检索,就能解决上述问题
如何实现:空闲分区以地址递增的顺序排列(可排成一个循环链表)。每次分配内存时从上次查找结束的位置开始查找空闲分区表(或空闲分区链),找到大小能满足要求的第一个空闲分区。
优点:首次适应算法每次都要从头查找,每次都需要检索低地址的小分区。但是这种规则也决定了当低地址部分有更小分区可用满足需求时,会更有可能用到低地址部分的小分区,也会更有可能把高地址部分的大分区保留下来。
缺点:邻近适应算法的规则可能会导致无论低地址、高地址部分的空闲分区都有相同的概率被使用,也就导致了高地址部分的大分区更可能被使用,划分为小分区,最后导致无大分区可用。

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3.1.6 基本分页存储管理的概念

连续分配:为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间
非连续分配:为用户进程分配的可以是一些分散的内存空间

分页存储

将内存空间氛围一个个大小相等的分区,每个分区就是一个**“页框”(页框=页帧=内存块=物理块=物理页面)。每个页框有一个编号,即“页框号”(页框号=页帧号=内存块号=物理块号=物理页面号)页框号从0开始**

进程的逻辑地址空间也分为与页框大小相等的一个个部分,每个部分称为一个**“页”或“页面”。每个页面也有一个编号,即“页面”,页号也是从0开始**

操作系统以页框为单位为各个进程分配内存空间。进程的每个页面分别放入一个页框中。也就是说,进程的页面与内存的页框一一对应的关系
各个页面不必连续存放,可以放到不相邻的各个页框中

页表

为了能知道进程的每一个页面在内存中存放的位置,操作系统要为每个进程建立一张页表。
注:页表通常存在PCB(进程控制块)中
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  1. 一个进程对应一张页表
  2. 进程的每个页面对应一个页表项
  3. 每个页表项由“页号”和“块号”组成
  4. 页表记录进程页面和实际存放的内存块之间的映射关系
  • 问题一:每个页面项占多少字节?
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    页号项连续存放,因此页号可以是隐含的,不占存储空间(类比数组)

重要重要重要考点:
计算机中内存块的数量-》页表项中块号至少占多少字节

  • 问题二:如何实现地址的转换
    重定位寄存器:指明了进程在内存中的起始位置
    目标逻辑地址:相对于起始位置的“偏移量”
    特点:虽然进程的各个页面是离散存放的,但是页面内部是连续存放的

如果要访问逻辑地址A,则
①确定逻辑地址A对应的“页号”P
②找到P号页面在内存中的起始地址(需要查页表)
③确定逻辑地址A的“页内偏移量”W

逻辑地址A对应的物理地址 = P号页面在内存中的起始地址 + 页内偏移量W
页号 = 逻辑地址/页面长度(取除法的整数部分)
页内偏移量= 逻辑地址 % 页面长度(取除法的余数部分)
逻辑地址可以拆分为(页号,页内偏移量)通过页号查询页表,可知页面在内存中的起始地址

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结论:如果每个页面大小为 2 k {2^k} 2kB,用二进制数表示逻辑地址,则末尾k位即为页内偏移量,其余部分就是页号

根据页号可以查询页表,而页表中记录的只是内存块号,而不是内存块的起始地址!
J号内存块的起始地址 = J* 内存块大小

结论:如果页面大小刚好是2的整数幂,则只需要把页表中记录的物理块号拼接上页内偏移量就能得到对应的物理地址
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3.1.7 基本地址变换机构

基本地址变换机构(用于实现逻辑地址到物理地址转换的一组硬件机构)

基本地址变换机构,可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址
通常会在系统中设置一个页表寄存器(PTR),存放页表在内存中的起始地址F和页表长度M。
进程未执行时,页表的起始地址和页表长度放在进程控制块(PCB)中,当进程被调度时,操作系统内核会把它们放到页表寄存器中。

注:页面大小是2的整数幂
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页内偏移量所占位数代表一个页面的大小,例如:10位代表 2 10 {2^{10}} 210B = 1KB

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在分页存储管理(页式管理)的系统中,只要确定了每个页面的大小,逻辑地址结构就确定了。因此,页式管理中地址是一维的。即,只要给出一个逻辑地址,系统就可以自动地算出页号、页内偏移量两个部分,并不需要显式的告诉系统这个逻辑地址中,页内偏移量占多少位

每个页表项的长度是相同的,页号是“隐含”的。
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结论:理论上,页表项长度为3B即可表示内存块号的范围,但是,为了方便页表的查询,常常会让一个页表项占更多的字节,使得每个页面恰好可以装得下整数个页表项。

进程页表通常是装在连续的内存块中的
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地址变换过程需要两次访问内存:查页表和访问目标内存单元

3.1.8 具有快表的地址变化机构

是基本地址变化机构的改进版本
快表,又称联想寄存器(TLB),是一种访问速度比内存快很多的告诉缓存(TLB不是内存!),用来存放最近访问的页表项的副本,可以加快地址变换的速度。于此对应,内存中的页表常称为慢表
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引入快表后,地址的变换过程

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在这里插入图片描述
时间局部性:如果执行了程序中的某条指令,那么不久后这条指令很有可能再次执行;如果某个数据被访问过,不久之后该数据很可能再次被访问。(因为程序中存在大量的循环)
空间局部性:一旦程序访问了某个存储单元,在不久之后,其附件的存储单元也很有可能被访问(因为很多数据在内存中都是连续存放的)
在基本地址变换机构中,每次要访问一个逻辑地址,都需要查询内存中的页表。由于局部性原理,可能连续很多次查到的都是同一个页表项。
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TLB和普通Cache的区别–TLB中只有页表项的副本,而普通Cache中可能会有其他各种数据的副本

3.1.9 两级页表

单级页表存在的问题
  1. 需要专门给进程分配足够大的连续内存来存放页表
  2. 很多时候,进程在一段时间内只需要访问某几个页面就可以正常运行了。因此没有必要让整个页表都常驻内存

问题1的解决方法:
可将长长的页表进行分组,使每个内存块刚好可以放入一个分组。另外,要为离散分配的页表再建立一张页表,称为页目录表,或称外层页表,或称顶层页表

两级页表的原理、地址结构

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问题2的解决方法
可以在需要访问页面时才把页面调入内存(虚拟存储技术)。可以在页表项中增加一个标志位,用于表示该页面是否已经调入内存
若想访问的页面不在内存中,则产生缺页中断(内中断),然后将目标页面从外存调入内存

需要注意的细节
  1. 若采用多级页表机制,则各级页表的大小不能超过一个页面
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  2. 两级页表的访存次数分析(假设没有快表机构)
    第一次访存:访问内存中的页目录表
    第二次访存:访问内存中的二级页表
    第三次访存:访问目标内存单元

N级页表访问一个逻辑地址需要N+1次访存

3.1.10 基本分段存储管理

与“分页”最大的区别就是–离散分配时所分配地址空间的基本单位不同

分段

进程的地址空间:按照程序自身的逻辑关系划分为若干个段,每个段都有一个段名(在低级语言中,程序员使用段名来编程),每段从0开始编址
内存分配规则:以段位单位进行分配,每个段在内存中占据连续空间,但各段之间可以不相邻
由于是按逻辑功能模块划分,用户编程更方便,程序等待可读性更高
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分段系统的逻辑地址结构由段号(段名)和段内地址(段内偏移量)所组成
在这里插入图片描述
段号的位数决定了每个进程最多可以分为几个段
段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少

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段表

程序分多个段,各段离散地装入内存,为了保证程序能正常运行,就必须能从物理内存中,找到各个逻辑段存放位置。为此,需为每个进程建立一张段映射表,简称“段表

  1. 每个段对应一个段表项,其中记录了该段在内存中的起始位置(又称“基址”)和段的长度
  2. 各个段表项的长度是相同的。由于段表项长度相同,因此段号可以是隐含的,不占存储空间。若段表的起始地址为M,则K号端对应的段表项存放的地址为M+K*6
地址变换

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跟分页最大的不同在步骤4,认真记忆

分段、分页管理的对比

页是信息的物理单位。分页的主要目的是为了实现离散分配,提高内存利用率。分页仅仅是系统管理上的需要,完全是系统行为,对用户是不可见的
段是信息的逻辑单位。分段的主要目的是更好地满足用户需求。一个段通常包含着一组属于一个逻辑模块的信息。分段对用户可见的,用户编程时需要显式地给出段名

页的大小固定且由系统决定。段 的长度却不固定,决定于用户编写的程序

分页的用户进程地址空间是一维的,程序员只需给出一个记忆符即可表示一个地址
分段的用户进程地址空间是二维的,程序员在标识一个地址时,既要给出段名,也要给出段内地址。
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分段比分页更容易实现信息的共享和保护
不能被修改的代码称为纯代码或可重入代码(不属于临界资源),这样的代码是可以共享的。可修改的代码是不能共享的

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分页(单机页表):第一次访存–查内存中的页表,第二次访存–访问目标内存单元。总共两次访存
分段:第一次访存–查内存中的段表,第二次访存–访问目标内存单元。总共两次访存
与分页系统类似,分段系统也可以引入快表机构,将近期访问过的段表项放到快表中,这样可以少一次访问,加快地址变换速度

3.1.11 段页式管理方式

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分段管理中产生的外部碎片也可以用“紧凑”来解决,只是需要付出较大的时间代价

分段+分页 = 段页式管理

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段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
页号位数决定了每个段最大有多少页
页内偏移量决定了页面大小、内存块大小是多少

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段表、页表

每个段对应一个段表项,每个段表项由段号、页表长度、页表存放块号(页表起始地址)组成。每个段表项长度相等,段号是隐含的
每个页面对应一个页表项,每个页表项由页号、页面存放的内存块号组成。每个页表项长度相等,页号是隐含的
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