1. 常規儲存器管理方式的特徵和區域性性原理
常規儲存器管理方式的特徵：
一次性。要求將作業全部裝入記憶體才能執行，當程式大於記憶體時，作業無法執行。 駐留性。裝入記憶體中用的作業一直駐留記憶體，直到執行結束（處於等待狀態的程序也占用記憶體）。 區域性性原理：
時間侷限性。如果程式中的某條指令一旦執行， 則不久以後該指令可能再次執行；如果某資料被訪問過， 則不久以後該資料可能再次被訪問。產生時間侷限性的典型原因，是由於在程式中存在著大量的迴圈操作。 空間侷限性。一旦程式訪問了某個儲存單元，在不久之後，其附近的儲存單元也將被訪問，即程式在一段時間內所訪問的位址，可能集中在一定的範圍之內，其典型情況便是程式的順序執行。
2. 虛擬儲存器的定義和特徵
虛擬儲存器定義：
具有請求調入功能和置換功能， 能從邏輯上對記憶體容量加以擴充的一種儲存器系統。 其邏輯容量由記憶體容量和外存容量之和所決定，其執行速度接近於記憶體速度，而每位的成本卻又接近於外存。 虛擬儲存器的特徵 :
多次性：作業被分成多次調入記憶體執行。 對換性：允許在作業的執行過程中進行換進、換出。 虛擬性：從邏輯上擴充記憶體容量。 實現虛擬儲存器的效果:
可使乙個大的使用者程式能在較小的記憶體空間中執行；也可在記憶體同時裝入更多的程序使它們併發執行。 從使用者的角度看，該系統所具有的記憶體容量，比實際容量大得多。這只是一種感覺，是虛的。故稱為虛擬儲存器。 虛擬空間的容量由系統的有效位址長度決定。假設位址長度為32，按位元組定址，則虛擬儲存空間大小為232個位元組。即32位的作業系統，使用者程式只能編寫最多4g的程式（虛存空間） 。1. 請求分頁儲存管理方式
（1） 請求分頁的硬體支援
請求頁標機制，將使用者位址空間中的邏輯位址對映成為記憶體空間中的實體地址。
請求分頁系統中的每個頁表結構如下：
狀態位p：表明該頁是否在記憶體。
訪問欄位a：記錄本頁在一段時間內被訪問的次數，或記錄本頁最近有多長時間未被訪問，供換出頁面時參考。 修改位m：檢視此頁在調入記憶體後是否被修改過。供置換頁面時參考。 外存位址：指出該頁在外存上的位址，供調入該頁時參考。
（2） 缺頁中端機構
要訪問的頁不在記憶體時，便產生了乙個缺頁中斷，請求作業系統將該頁面調入記憶體。缺頁中斷同其它中斷一樣要經歷cpu環境保護、分析中斷原因、轉入中斷處理程式、恢復cpu環境等步驟。但缺頁中斷又是一種特殊的中斷。 這種中斷在指令執行期間產生和處理中斷訊號。 一條指令在執行期間可能產生多次缺頁中斷。 位址變換機構如下圖：
（1） 請求分頁中的頁面置換演算法
最佳置換演算法
其所選擇的被淘汰頁面，將是以後永不使用的， 或許是在最長(未來)時間內不再被訪問的頁面。採用最佳置換演算法，通常可保證獲得最低的缺頁率。 實際上該演算法是無法實現的。 先進先出置換演算法
實現方便。不需要額外硬體。 效果不好。 最近最久未使用lru演算法
根據頁面調入記憶體後的使用情況來做出決策。 為了快速知道哪一頁是最近最久未使用的頁面，需要硬體支援。 clock置換演算法
簡單的clock置換演算法 只需要為每頁設定一位訪問位，再將記憶體中的所有頁面都通過鏈結指標連線成乙個迴圈佇列。當某頁訪問時，其訪問位被置為1.置換演算法在選擇一頁淘汰時，只需要檢查頁的訪問位。如果是0，就選擇該頁換出。若為1，則將其重新置為0，暫不換出。給與第二次駐留記憶體的機會。流程如下：
改進的clock置換演算法
在將乙個頁面換出時,若該頁已被修改過，便將該頁重新寫回磁碟上，但如果該頁未被修改過，則不必將它考回磁碟。 改進型clock演算法：換出的頁面是既未使用的、又未被修改過的頁面。 在clock演算法的訪問為a基礎上加乙個修改位m。 由訪問位a和修改位m可以組合成下面四種型別的頁面：
1類(a=0, m=0)：表示該頁最近既未被訪問， 又未被修改， 是最佳淘汰頁。 2類(a=0, m=1)： 表示該頁最近未被訪問， 但已被修改， 並不是很好的淘汰頁。 3類(a=1, m=0)： 最近已被訪問， 但未被修改， 該頁有可能再被訪問。 4類(a=1, m=1)：最近已被訪問且被修改， 該頁可能再被訪問。 其執行過程可分成以下三步：
從指標所指示的當前位置開始， 掃瞄迴圈佇列， 尋找a=0且m=0的第一類頁面， 將所遇到的第乙個頁面作為所選中的淘汰頁。 在第一次掃瞄期間不改變訪問位a（改變訪問位會對第2步產生影響）。 如果第一步失敗，即查詢一周後未遇到第一類頁面， 則開始第二輪掃瞄，尋找a=0且m=1的第二類頁面，將所遇到的第乙個這類頁面作為淘汰頁。在第二輪掃瞄期間，將所有掃瞄過的頁面的訪問位都置0。 否則第三遍找a=0,m=0的頁面,有則淘汰（其實這裡的a=0,m=0的頁面是由a=1,m=0的頁面被第2步修改形成的）。 否則第四遍找a=0,m=1的頁面,(肯定會找到）。其實這裡的a=0,m=1的頁面是由a=1,m=1的頁面被第2步修改形成的）。
（2） 抖動
產生原因：
因系統中執行的程序太多，分配給每個程序的物理塊太少，導致每個程序在執行時，頻繁地出現缺頁，必須請求os將所缺的頁調入記憶體。
2. 請求分段儲存管理方式
虛擬段式分配又稱為請求分段，在程式裝入時，只需調入幾個分段而不是所有的分段。隨著程式的執行，如果需要訪問的段不在記憶體，可以請求作業系統把需要的段調入記憶體。
（1） 請求分段中的硬體支援
請求段表機制：
訪問方式：表明本段是只執行、唯讀，還是允許讀/寫。 訪問欄位a ：用於記錄該段被訪問的頻繁程度。 修改位m：用於記錄該段在進入記憶體後是否被修改過。 存在位p ：記錄該段是否已調入記憶體。 增補位：表明本段在執行過程中，是否做過動態增長。 外存始址：表明本段在外存中的起始盤號。
（2） 缺段中斷機構
請求分段系統中的中斷處理過程：
請求分段系統中的位址變換機構：
作業系統 虛擬儲存器
虛擬儲存器是在常規儲存器的擴充套件 常規虛擬器的特徵分為兩個 1 一次性。2 駐留性 侷限性原理分為 1 時間侷限性。2 空間侷限性 所謂虛擬儲存器，指具有請求調入功能和置換功能，能從邏輯上對記憶體容量加以擴充的一種儲存器系統 虛擬儲存器的特徵 1 多次性。2 對換性。3 虛擬性。需要請求分頁頁表機...
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