进程全部驻留主存习题段式.pptx

,#,单击此处编辑母版标题样式,单击此处编辑母版文本样式,第二级,第三级,第四级,第五级,3.4,进程全部驻留主存习题,段式管理,【,例,】,采用段式存储管理时，一个程序如何分段是在（）决定的。,A,分配主存,B,用户编程,C,装入作业,D,程序执行,【,答案,】B,【,例,】,采用段式存储管理的系统中，若地址用,24,位标识，其中,8,位表示段号，则允许每段的最大长度是（）,A 2,24,B 2,16,C 2,8,D 2,32,【,答案,】B,【,例,】,由固定分区方式发展为分页存储管理方式的主要推动力是（）；,由分页系统发展为分段系统的主要动力（）。,A,提高主存的利用率,B,提高系统的吞吐量,C,满足用户需要,D,更好地满足多道程序运行的需要,E,既满足用户要求，又提高主存利用率,【,答案,】A C,【,例,】,引入段式存储管理方式，主要是为了满足用户的一系列要求，在下面的四个选项中，不属于这一系列要求的是（）,A,方便操作,B,方便编程,C,分段共享和分段保护,D,动态链接和动态增长,【,分析,】,引入段式存储管理方式，主要是为了满足用户的下述一系列要求,1,方便编程。一个作业由若干个自然段组成。因而，要把自己的作业按照逻辑关系划分为若干个段；每个段都由自己的名字和长度；要访问的逻辑地址是由段名和段内偏移量；每个段都是从,0,开始编址。这样，用户程序在执行中可用段名和段内地址进行,2,分段共享。通常，在实现程序和数据的共享时，以信息的逻辑单位为基础。例如，共享某个例程和函数，而在分页系统中的每一页都只是存放信息的物理单位，其本身并无完整的意义，不便于实现信息共享，而段是信息的逻辑单位。由此可知，为了实现段的共享，也要使存储管理能与用户分段的组织方式相适应,3,分段保护。在多道程序环境下，为了防止其他程序对某程序在内存中的数据被破坏，必须采取保护措施。对内存中信息的保护，同样是对信息的逻辑单位进行保护。因此，采用分段的组织和管理方式，对于实现保护功能更方便。,4,动态链接。通常，用户源程序经过编译后所形成的若干个目标程序，还须经过链接形成可执行程序后，方能执行。这种在装入时运行的编译称为静态链接。动态链接是指作业运行前，不把几个目标程序段链接起来，作业要运行之前先将主程序所对应的目标程序装入内存并启动运行，当运行过程中又需要调用某段时，才将该段（目标程序）调入内存进行链接。可见，动态链接也要求以段为管理的单位,5,动态增长。在实际使用中，有些段特别是数据段，会不断增长，而事先又无法确切直到数据段会增长到多大，这种动态增长的情况是其他集中存储管理方法都难以应付的，而段式存储管理方式能较好地解决这一问题。,【,答案,】A,【,例,】,采用（）不会产生内部碎片,A,分页式存储管理,B,分段式存储管理,C,固定分区式存储管理,D,段页式存储管理,【,答案,】B,【,例,】,在分页系统中的地址结构可分为和两部分；,在分段系统 中的地址结构可分为和两部分。,【,答案,】,页号、页内偏移量、段号、段内偏移量。,【,例,】,考虑下面的段表,段号 基地址 段长,0 219 600,1 2300 14,2 90 100,3 1327 580,4 1952 96,那么，逻辑地址,(2,88),对应的物理地址是,();,逻辑地址,(4,100),对应的物理地址是,().,【,解答,】,逻辑地址,(2,88),转换为,90+88=178,逻辑地址,(4,100),给出段长越界错误,【,例,】,为什么在分页和分段管理下取一条指令或一个操作数通常需要两次访存？如何解决这一问题？,【,解答,】,因为用于地址变换的页表或段表也是存放在内存的，为了将,CPU,给出的逻辑地址变换为物理地址，首先要访问内存的页表和段表，然后，根据形成的物理地址再取指令和数据，这就要两次访存。,解决这一问题的办法是提供一个称之为”快表”的硬件，用以存放当前运行进程的页表或段表的部分内容。“快表”的访问时间很快，因此可以节约访问页表和段表的时间。存储器访问具有时间和空间的“局部性”，因此快表的命中率一半可达到,70%,90,。页表和段表是在系统执行过程中，每时每刻都需要访问的，因此，访问时间的微小缩短，其累计节约的时间就很可观。,【,例,】,为什么分段管理下的程序共享和保护比分页管理更有意义？,【,解答,】,因为段是一个有意义的逻辑整体，如主程序，子程序，数据表格，工作空间等。就如同书本上的一个自然段；,而页只是一个物理尺寸，不一定有完整的意义，如书本上的一页。程序共享当然希望被共享的对象是一个有意义的在整体，如一个子程序；至于程序保护，指的是每个进程都应按所拥有的存取权限访问不同的程序，而存取权限,(R,W,E),当然对一个有完整意义的对象才更有意义。,所以，就共享和保护而言，分段管理比分页管理更有意义。,【,例,】,为何段式管理有段内越界，而页式管理无页内越界问题？,【,解答,】,段式存储管理逻辑地址到物理地址的转换原理是这样的：,在段式存储管理系统中，为了实现从逻辑地址到物理地址的转换，,1,系统将逻辑地址中的,段号与段表长度进行比较,，若段号超过段表长度，则表示段号太大，于是产生,越界中断信号,；,2,若未越界，则根据段表始址和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,3,检查段内地址是否超过该段的,段长,。若超过则同样发出,越界中断信号,；,4,若未越界，则将,该段的起始地址与段内位移相加,，从而得到了物理地址。,而页式管理中一页就是一个物理块。页式管理的引入本身就是为了节约空间，而段式管理是为了方便存储保护和共享。在页式管理中每一页大小都相同，而段式管理段的大小确实不相同的，所以有可能超过段大小的上线。,【,例,】,对于如下的段表，请将逻辑地址,0,，,137,，,1,，,4000,，,2,，,3600,，,5,，,230,转换成物理地址。,【,解答,】,在分段系统中进行地址转换时，地址变换首先将逻辑地址中的段号与段表长度做比较，如果段号超长，则产生越界中断，否则使用段号为索引去检索段表，从中得到段在内存的始址和段长，然后再将逻辑地址中的段内地址与段长做比较，若不越界，则由段的始址与段内地址相加，形成物理地址。,段号,0,小于段表长,5,，故段号合法。段表的第,0,项获得段的内存始址为,50K,段长,10K,由于段内地址,137,小于段长,10K,所以段内地址也合法，因此对应的物理地址为,50K+137=5137,段号,1,小于段长，段号合法。段的始地址,60K,，段长,3K,，段内地址,4000,超过段长,3K,，越界中断,段号,2,小于段表长，合法。内存始地址,70K,，段长,5K,，段内地址,3600,合法，物理地址,70K+3600=75280,段号,5,等于段表长，段号不合法，越界中断,