第3章存儲器管理習(xí)題解答

1、、填空2.3.4.5.6.7.8.9.頁中斷第3章（大本）習(xí)題解答地址重定位 。將作業(yè)相對地址空間的相對地址轉(zhuǎn)換成內(nèi)存中的絕對地址的過程稱為使用覆蓋與對換技術(shù)的主要目的是提高內(nèi)存的利用率 。存儲管理中，對存儲空間的浪費是以內(nèi)部碎片 和 外部碎片地址重定位可分為 靜態(tài)重定位和動態(tài)重定位兩種。在可變分區(qū)存儲管理中采用最佳適應(yīng)算法時，最好按尺寸法來組織空閑分區(qū)鏈表。在分頁式存儲管理的頁表里，主要應(yīng)該包含頁號和塊號兩個信息。靜態(tài)重定位在程序 裝入時進行，動態(tài)重定位在程序執(zhí)行時進行。在分頁式存儲管理中，如果頁面置換算法選擇不當(dāng)，則會使系統(tǒng)出現(xiàn)在請求分頁式存儲管理中采用先進先出（一的次數(shù)有可能會增加。兩種

2、形式表現(xiàn)出來的。抖動現(xiàn)象。FIFO ）頁面淘汰算法時，增加分配給作業(yè)的塊數(shù)時,10. 在請求分頁式存儲管理中，頁面淘汰是由于11. 在段頁式存儲管理中，每個用戶作業(yè)有一個缺頁引起的。段表，每段都有一個 頁表。二、選擇1.虛擬存儲器的最大容量是由 _B_決定的。 A .內(nèi)、外存容量之和C.作業(yè)的相對地址空間B.計算機系統(tǒng)的地址結(jié)構(gòu) D .作業(yè)的絕對地址空間 2 .采用先進先出頁面淘汰算法的系統(tǒng)中，一進程在內(nèi)存占3塊3、4、1、2、5、1、2、3、4、5、6。運行時會產(chǎn)生_D_次缺頁中斷。A. 7從圖3-1中的（開始為空），頁面訪問序列為 1、2、B. 8C.“缺頁計數(shù)”欄里可以看出應(yīng)該選擇D.

3、101234125553446123412225334©115©3V11匸1丄25t圖3-1 選擇題2配圖123411234563. 系統(tǒng)出現(xiàn)“抖動”現(xiàn)象的主要原因是由于A .置換算法選擇不當(dāng)C.內(nèi)存容量不足4. 實現(xiàn)虛擬存儲器的目的是A .進行存儲保護C.允許程序移動A引起的。B.交換的信息量太大D .采用頁式存儲管理策略B.允許程序浮動D .擴充主存容量5. 作業(yè)在執(zhí)行中發(fā)生了缺頁中斷，那么經(jīng)中斷處理后，應(yīng)返回執(zhí)行A .被中斷的前一條C.被中斷的后一條6. 在實行分頁式存儲管理系統(tǒng)中，分頁是由_A .程序員B.用戶7. 下面的厶頁面淘汰算法有時會產(chǎn)生異?，F(xiàn)象。B. 被中

4、斷的那條D .程序第一條D完成的。C. 操作員B_指令。D .系統(tǒng)29 -第3章存儲管理30第3章存儲管理A .先進先出B.最近最少使用&在一個分頁式存儲管理系統(tǒng)中，頁表的內(nèi)容 若頁的大小為4KB，則地址轉(zhuǎn)換機構(gòu)將相對地址 物理地址是_A_。A. 8192C .最不經(jīng)常使用D .最佳B. 4096頁號塊號0211查頁表可知第 0頁存放在內(nèi)存的第 2塊。為：0轉(zhuǎn)換成的C. 2048D. 1024注意，相對地址0肯定是第0頁的第0個字節(jié)。寸是4KB，因此第2塊的起始地址為 8192。故相對地址0所對應(yīng)的絕對地址（即物理地址）是9. 下面所列的存儲管理方案中，_A_實行的不是動態(tài)重定位。A

5、.固定分區(qū)B.可變分區(qū)C.分頁式10. 在下面所列的諸因素中，不對缺頁中斷次數(shù)產(chǎn)生影響的是A .內(nèi)存分塊的尺寸C.作業(yè)等待的時間11. 采用分段式存儲管理的系統(tǒng)中，若地址用度是_B_。24A. 2D .請求分頁式16B. 2C. 28現(xiàn)在塊的尺8192。B.程序編制的質(zhì)量D .分配給作業(yè)的內(nèi)存塊數(shù)24位表示，其中8位表示段號，則允許每段的最大長32D. 2#第3章存儲管理#第3章存儲管理三、問答1. 什么是內(nèi)部碎片？什么是外部碎片？各種存儲管理中都可能產(chǎn)生何種碎片？答：所謂“內(nèi)部碎片”，是指系統(tǒng)已經(jīng)分配給用戶使用、用戶自己沒有用到的那部分存儲空間；所謂“外部碎片”，是指系統(tǒng)無法把它分配出去供用

6、戶使用的那部分存儲空間。對于教材而言，單一連續(xù)區(qū)存儲 管理、固定分區(qū)存儲管理、分頁式存儲管理和請求頁式存儲管理都會出現(xiàn)內(nèi)部碎片。只是前兩種存儲管理 造成的內(nèi)部碎片比較大，浪費較為嚴重；后兩種頁式存儲管理，平均來說每個作業(yè)都會出現(xiàn)半頁的內(nèi)部碎 片。教材中，只有可變分區(qū)存儲管理會產(chǎn)生外部碎片。2. 敘述靜態(tài)重定位與動態(tài)重定位的區(qū)別。答：靜態(tài)重定位是一種通過軟件來完成的地址重定位技術(shù)。它在程序裝入內(nèi)存時，完成對程序指令中 地址的調(diào)整。因此，程序經(jīng)過靜態(tài)重定位以后，在內(nèi)存中就不能移動了。如果要移動，就必須重新進行地 址重定位。動態(tài)重定位是一種通過硬件支持完成的地址重定位技術(shù)。作業(yè)程序被原封不動地裝入內(nèi)

7、存。只有到執(zhí)行某條指令時，硬件地址轉(zhuǎn)換機構(gòu)才對它里面的地址進行轉(zhuǎn)換。 正因為如此，實行動態(tài)重定位的系統(tǒng)， 作業(yè)程 序可以在內(nèi)存里移動。也就是說，作業(yè)程序在內(nèi)存中是可浮動的。3 .一個虛擬地址結(jié)構(gòu)用 24個二進制位表示。其中 12個二進制位表示頁面尺寸。試問這種虛擬地址 空間總共多少頁？每頁的尺寸是多少？答：如下圖所示，由于虛擬地址中是用12個二進制位表示頁面尺寸（即頁內(nèi)位移），所以虛擬地址空間中表示頁號的也是 12個二進制位。這樣，這種虛擬地址空間總共有：12，十、2 = 4096 （頁）每頁的尺寸是：122 = 4096 = 4K （字節(jié)）23222120191817161514131211

8、10987654321011 '111 1頁號b_kH虛擬地址i4.什么叫虛擬存儲器？怎樣確定虛擬存儲器的容量？答：虛擬存儲器實際是一種存儲擴充技術(shù)。它把作業(yè)程序存放在輔助存儲器里，運行時只裝入程序的 一部分。遇到不在內(nèi)存的程序時，再把所需要的部分裝入。這樣在內(nèi)存和輔存之間調(diào)入、調(diào)出的做法，使 用戶的作業(yè)地址空間無需顧及內(nèi)存的大小。給用戶造成的印象是，無論程序有多大，它在這個系統(tǒng)上都可 以運行。這種以輔助存儲器作為后援的虛幻存儲器，就稱為虛擬存儲器。虛擬存儲器的大小是由系統(tǒng)的地 址結(jié)構(gòu)確定的。5 為什么請求分頁式存儲管理能夠向用戶提供虛擬存儲器？答：請求分頁式存儲管理的基本思想是：操作

9、系統(tǒng)按照存儲塊的尺寸，把用戶作業(yè)地址空間劃分成頁，全部存放在磁盤上。作業(yè)運行時，只先裝入若干頁。運行過程中遇到不在內(nèi)存的頁時，操作系統(tǒng)就把它從 磁盤調(diào)入內(nèi)存。這樣一來，用戶的作業(yè)地址空間無需顧及內(nèi)存的大小。這與虛擬存儲器的思想是完全吻合 的。所以，請求分頁式存儲管理能夠向用戶提供虛擬存儲器。6.在請求分頁式存儲管理中，為什么既有頁表，又有快表？答：在分頁式或請求頁式存儲管理中，通常是利用內(nèi)存儲器構(gòu)成頁表的。當(dāng)CPU執(zhí)行到某條指令、要對內(nèi)存中的某一地址訪問時， 因為這個地址是相對地址， 所以先要根據(jù)這個地址所在的頁號去查頁表（訪問一次內(nèi)存），然后才能由所形成的絕對地址去真正執(zhí)行指令（第二次訪問內(nèi)

10、存）?？梢姡捎陧摫碓趦?nèi)存，降低了 CPU的訪問速度。為了提高相對地址到絕對地址的變換速度，人們想到用一組快速寄存器來代替頁表。這時查頁表是以 并行的方式進行，立即就能輸出與該頁號匹配的塊號，這樣做無疑比內(nèi)存式的頁表要快得多。但是，快速 寄存器的價格昂貴，由它來組成整個頁表是不可取的?？紤]到程序運行時具有局部性，因此實際系統(tǒng)中總 是一方面采用內(nèi)存頁表、另一方面用極少幾個快速寄存器組成快表來共同完成地址的變換工作。這時的地 址變換過程，如教材中的圖 3-22所示。7試述缺頁中斷與頁面淘汰之間的關(guān)系。答：在請求頁式存儲管理中，當(dāng)根據(jù)虛擬地址查頁表而發(fā)現(xiàn)所要訪問的頁不在內(nèi)存時，就會產(chǎn)生缺頁 中斷。系

11、統(tǒng)響應(yīng)中斷后，就由操作系統(tǒng)到輔存把所需要的頁讀入內(nèi)存。這時，內(nèi)存可能有空閑的塊，也可 能沒有。只有當(dāng)內(nèi)存中沒有空閑塊時，才會出現(xiàn)將內(nèi)存現(xiàn)有頁面淘汰出去的問題，即要進行頁面淘汰。所 以，缺頁中斷和頁面淘汰之間的關(guān)系是：頁面淘汰一定是由缺頁中斷所引起；但缺頁中斷則不一定引起頁 面淘汰。&試述缺頁中斷與一般中斷的區(qū)別。答：在計算機系統(tǒng)中，由于某些事件的出現(xiàn)，打斷了當(dāng)前程序的運行，而使CPU去處理出現(xiàn)的事件，這稱為“中斷”。通常，計算機的硬件結(jié)構(gòu)都是在執(zhí)行完一條指令后，去檢查有無中斷事件發(fā)生的。如果 有，那么就暫停當(dāng)前程序的運行，而讓CPU去執(zhí)行操作系統(tǒng)的中斷處理程序，這叫“中斷響應(yīng)” 。CP

12、U在處理完中斷后，如果不需要對CPU重新進行分配，那么就返回被中斷進程的程序繼續(xù)運行；如果需要進行CPU的重新分配，那么操作系統(tǒng)就會去調(diào)度新進程。由上面的講述可以看出，缺頁中斷與一般中斷的區(qū)別如下。（1兩種中斷產(chǎn)生的時刻不同：缺頁中斷是在執(zhí)行一條指令中間時產(chǎn)生的中斷，并立即轉(zhuǎn)去處理；而 一般中斷則是在一條指令執(zhí)行完畢后，當(dāng)硬件中斷裝置發(fā)現(xiàn)有中斷請求時才去響應(yīng)和處理。（2）處理完畢后的歸屬不同：缺頁中斷處理完后，仍返回到原指令去重新執(zhí)行，因為那條指令并未執(zhí) 行；而一般中斷則是或返回到被中斷進程的下一條指令去執(zhí)行，因為上一條指令已經(jīng)執(zhí)行完了，或重新調(diào) 度，去執(zhí)行別的進程程序。9怎樣理解把相對地址劃

13、分成數(shù)對：（頁號，頁內(nèi)位移）的過程對于用戶是“透明”的？答：在操作系統(tǒng)中，所謂“透明”，即指用戶不知道的意思。對于分頁式存儲管理來說，用戶向系統(tǒng) 提供的相對地址空間，是一個一維的連續(xù)空間。系統(tǒng)接受了這個作業(yè)后，在內(nèi)部把這個相對地址空間劃分 成若干頁。由于這種劃分對于用戶來說是根本不知道的，所以說把相對地址劃分成數(shù)對：（頁號，頁內(nèi)位移）的過程對于用戶是“透明”的。10.做一個綜述，說明從單一連續(xù)區(qū)存儲管理到固定分區(qū)存儲管理，到可變分區(qū)存儲管理，到分頁式 存儲管理，再到請求分頁式存儲管理，每一種存儲管理的出現(xiàn)，都是在原有基礎(chǔ)上的發(fā)展和提高。答：教材共介紹了 5種存儲管理策略，它們適用于不同的場合，

14、如圖3-2所示。圖中，在單一連續(xù)分 區(qū)存儲管理與固定分區(qū)存儲管理之間畫了一條線，那表明位于線以上的存儲管理策略只適用于單道程序設(shè) 計，以下的適用于多道程序設(shè)計；在可變分區(qū)存儲管理與分頁式存儲管理之間畫了一條線，那表明位于線 以上的存儲管理策略都要求為進入內(nèi)存的作業(yè)分配一個連續(xù)的存儲區(qū)，以下的存儲管理策略打破了連續(xù)性 的要求；在分頁式存儲管理與請求頁式存儲管理之間畫了一條線，那表明位于線以上的存儲管理策略都要 求使作業(yè)程序全部進入內(nèi)存，而以下的存儲管理策略打破了全部的要求，只要部分裝入內(nèi)存就可以了。由此可見，每一種存儲管理的出現(xiàn)，都是在原有存儲管理基礎(chǔ)上的一次發(fā)展和提高。它們從簡單到復(fù) 雜，從不

15、完善到逐漸完善。單道t連續(xù)多道不連續(xù)全部部分單一連續(xù)分區(qū)存儲管理固定分區(qū)存儲管理可變分區(qū)存儲管理分頁式存儲管理請求頁式存儲管理圖3-2各種存儲管理策略的適用場合11試述分頁式系統(tǒng)與分段式系統(tǒng)的主要區(qū)別。答：從形式上看，分頁式系統(tǒng)與分段式系統(tǒng)有許多相似之處，比如兩者都不要求作業(yè)在內(nèi)存中連續(xù)存 放。但在概念上，兩者卻完全不同。主要表現(xiàn)在以下幾個方面。(1) 把用戶作業(yè)進行分頁，是系統(tǒng)的一種行為，對用戶是透明的。所以，頁是信息的物理單位。分段 是為了滿足用戶的需要，每段在邏輯上都有完整的意義，因此是信息的邏輯單位。(2) 頁的大小固定，且由系統(tǒng)決定。將邏輯地址劃分成數(shù)對(頁號，頁內(nèi)位移)，是由機器硬

16、件實現(xiàn) 的。段的長度不固定，取決于用戶所編寫的程序結(jié)構(gòu)，通常由編譯程序在對源程序進行編譯時根據(jù)信息的性質(zhì)來劃分。(3) 分頁時，作業(yè)的地址空間是一維的；分段時，作業(yè)的地址空間是二維的。四、計算1 在可變分區(qū)存儲管理中， 按地址法組織當(dāng)前的空閑分區(qū)，其大小分別為：10KB ,4KB , 20KB ,18KB ,7KB, 9KB , 12KB和15KB?，F(xiàn)在依次有 3個存儲請求為：12KB , 10KB , 9KB。試問使用最先適應(yīng)算法 時的分配情形如何？那么最佳適應(yīng)、最壞適應(yīng)呢？解：我們用表來說明實行各種分配算法時的情形。(1)最先適應(yīng)算法請求隊列最先適應(yīng)算法初始10K4K20K18K7K9K1

17、2K15K12K10K4K8K18K7K9K12K15K10K04K8K18K7K9K12K15K9K04K8K9K7K9K12K15K(2)最佳適應(yīng)算法請求隊列最佳適應(yīng)算法初始10K4K20K18K7K9K12K15K12K10K4K20K18K7K9K015K10K04K20K18K7K9K015K9K04K20K18K7K0015K(3)最壞適應(yīng)算法請求隊列最壞適應(yīng)算法初始10K4K20K18K7K9K12K15K12K10K4K8K18K7K9K12K15K10K10K4K8K8K7K9K12K15K9K10K4K8K8K7K9K12K6K可見，分配算法不同，選擇的分配對象也不一樣。2

18、 系統(tǒng)內(nèi)存被劃分成 8塊，每塊4KB。某作業(yè)的虛擬地址空間共劃分成16個頁面。當(dāng)前在內(nèi)存的頁與內(nèi)存塊的對應(yīng)關(guān)系如下表所示，未列出的頁表示不在內(nèi)存。頁號塊號頁號塊號02441153269530117試指出對應(yīng)于下列虛擬地址的絕對地址：(a) 20(b) 4100(c) 8300解：(a)虛擬地址20對應(yīng)的頁號是0,頁內(nèi)位移是20。用0去查頁表，知道第 0頁現(xiàn)在存放在內(nèi)存 的第2塊。由于每塊的長度是 4KB，所以第2塊的起始地址為 8192。因此，虛擬地址 20所對應(yīng)的絕對地 址是：8192+20=8212(b) 虛擬地址4100對應(yīng)的頁號是：4100/4096=1 “/”是整除運算符)對應(yīng)的頁內(nèi)

19、位移是：4100%4096=4 (“ ”是求余運算符)用1去查頁表，知道第 1頁現(xiàn)在存放在內(nèi)存的第1塊。第1塊的起始地址為 4096。因此，虛擬地址4100所對應(yīng)的絕對地址是：4096+4=4100(c) 虛擬地址8300對應(yīng)的頁號是：8300/4096=2 “/”是整除運算符)對應(yīng)的頁內(nèi)位移是：8300%4096=108 (“ % ”是求余運算符)用2去查頁表，知道第 2頁現(xiàn)在存放在內(nèi)存的第 6塊。第6塊的起始地址為6X 4K=24576因此，虛擬地址 8300所對應(yīng)的絕對地址是24576+108=246843 某請求分頁式存儲管理系統(tǒng)，接收一個共7頁的作業(yè)。作業(yè)運行時的頁面走向如下：1，2

20、, 3, 4，2，1, 5，6，2，1，2，3，7, 6，3，2，1, 2, 3，6若采用最近最久未用（LRU ）頁面淘汰算法，作業(yè)在得到 2塊和4塊內(nèi)存空間時，各會產(chǎn)生出多少次 缺頁中斷？如果采用先進先出（FIFO ）頁面淘汰算法時，結(jié)果又如何？解：（1）采用最近最久未用（LRU）頁面淘汰算法，作業(yè)在得到2塊內(nèi)存空間時所產(chǎn)生的缺頁中斷次數(shù)為18次，如圖3-3（a）所示；在得到4塊內(nèi)存空間時所產(chǎn)生的缺頁中斷次數(shù)為10次，如圖3-3（ b）所示。（2）采用先進先出（FIFO ）頁面淘汰算法，作業(yè)在得到2塊內(nèi)存空間時所產(chǎn)生的缺頁中斷次數(shù)為18次，如圖3-4（a）所示；在得到4塊內(nèi)存空間時所產(chǎn)生的缺

21、頁中斷次數(shù)為14次，如圖3-4（b）所示。頁面走向 T2個內(nèi)存塊缺頁計數(shù)T頁面走向 4個內(nèi)存塊12342156211376321136©©©©2©23v TvV (VV丄1VV VV V匚V12342156212376321236(a ) 2 塊時的 F IF O12344456211376621133123334562213776221112223456621337662211©©©5<5>1766VVV | VVV 1V lVV 1V|VVV計數(shù)12342156212376321236(b ) 4 塊時的 F IF O圖3-4 FIFO時的情形頁面走向123421562123763212362個內(nèi)存塊1234