A. 內存的段頁式管理到底是如何管理的是為了解決什麼問題
頁式管理的基本原理將各進程的虛擬空間劃分成若干個長度相等的頁(page)，頁式管理把內存空間按頁的大小劃分成片或者頁面（page frame），然後把頁式虛擬地址與內存地址建立一一對應頁表，並用相應的硬體地址變換機構，來解決離散地址變換問題。頁式管理採用請求調頁或預調頁技術實現了內外存存儲器的統一管理。
1 靜態頁式管理。靜態分頁管理的第一步是為要求內存的作業或進程分配足夠的頁面。系統通過存儲頁面表、請求表以及頁表來完成內存的分配工作。靜態頁式管理解決了分區管理時的碎片問題。但是，由於靜態頁式管理要求進程或作業在執行前全部裝入內存，如果可用頁面數小於用戶要求時，該作業或進程只好等待。而且作業和進程的大小仍受內存可用頁面數的限制。
2 動態頁式管理。動態頁式管理是在靜態頁式管理的基礎上發展起來的。它分為請求頁式管理和預調入頁式管理。
優點： 沒有外碎片，每個內碎片不超過頁大小。一個程序不必連續存放。便於改變程序佔用空間的大小（主要指隨著程序運行而動態生成的數據增多，要求地址空間相應增長，通常由系統調用完成而不是操作系統自動完成）。
缺點：程序全部裝入內存。
要求有相應的硬體支持。例如地址變換機構，缺頁中斷的產生和選擇淘汰頁面等都要求有相應的硬體支持。這增加了機器成本。增加了系統開銷，例如缺頁中斷處理機，請求調頁的演算法如選擇不當，有可能產生抖動現象。 雖然消除了碎片，但每個作業或進程的最後一頁內總有一部分空間得不到利用果頁面較大，則這一部分的損失仍然較大。
B. 在請求頁式存儲管理中，當查找的頁不在（）時，產生缺頁中斷
此題選A，在請求頁式存儲管理中，當查找的頁不在 內存 中時，要產生缺頁中斷。
C. 在請求頁式存儲管理中，若所需頁面不在內存中，則會引起什麼中斷
分配給改作業的共3頁,剛開始已經把第0頁裝進去了,按照FIFO演算法,
第一次尋找的字地址為115,在第一頁,但是他不在該作業的內祥大存中,發生一次缺頁中斷,將第一頁調入內存；
第二次訪問228,所在的第二頁也不在內存中,發生缺頁中斷,並把第二頁調入內存；
第三次訪問88所在0頁在內存中,所以就沒發生盯野缺頁中斷；
第四次訪問446,所在的4頁不在內存中,發生缺頁中謹則豎斷,並把最早裝進去的0頁淘汰,用第四頁替換；
第五次訪問102,第一頁在內存中,所以就不發生缺頁中斷；
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共訪問10次,發生了5次缺頁中斷,所以0.5的缺頁中斷率.
lru演算法累似.
D. 在操作系統中在請求分頁存儲管理方案中，如果將頁面尺寸增加一倍，則在進程執行時，缺頁中斷的次數的變化
減少
對於順序執行程序，缺頁中斷的次數等於其訪問的頁幀凱凱數。由於盯判喚頁面尺寸增大，存放程序需要的頁幀數就會減少沖棗，缺頁中斷的次數也會減少。
E. 在請求分頁式存儲管理中,為什麼既有頁表,又有快表
實際系統中的做法是採用內存頁表和快表相結合的解決方案。系統總是先通過頁號與快表中的所有表項進行比較。如果發現匹配的頁，則將塊號直接從快表中取出，棗核碧而不必通過頁表。
也是該塊號與頁內位移拼接，形成所需要的絕對地址。如果快表中沒有匹配的頁號時，系統訪問頁表進行掉進塊氏沒號。提高讀取數據的速度。
(5)在請求段頁式存儲管理中擴展閱讀：
快表就是存放在高速緩沖存儲器的部分頁表。作為頁表的Cache，它的作用與頁表相似，但是提高了訪問速率。由於採用頁表做地址轉換，讀寫內存數據時CPU要訪問兩次主存。有了快表，有時只要凳舉訪問一次高速緩沖存儲器，一次主存，這樣可加速查找並提高指令執行速度。
F. 在無快表的段頁式存儲管理系統中，為獲得一條指令需要訪問內存多少次每次取出什麼內容
在無快表的段頁式存儲管理系統中，為獲得一條指令需要訪問內存三次。每次取出的內容分別是內存中的段表、內存中的頁表、指令或數據所在的內存頁面。
快表的命中率對訪存時間影響非常大。當命中率從85%降低亂埋到50%時，有效存取時間增加一倍。因此在頁式存儲系統中，應盡可能地提高快表的命中率，從而提高系統效率。
在有快表的分頁存儲系統中，計算有效存取時間時，需注意訪問快表與訪問內存的時間關系。通常的系統中，先訪問快表，未命中時再訪問內存；在有些系統中，快表與內存的訪問同時進行，當快表命中時就停止對內存的訪問。
(6)在請求段頁式存儲管理中擴展閱讀
段頁式存儲管理嘩辯螞系統的管理方式：
1、因為作業地址空間進行段式管理，灶模也就是說將作業地址空間分成若干個邏輯分段，並且每個段都有自己的段名（和段式存儲管理一樣）。
2、對於內存空間的管理仍然和分頁存儲管理一樣，將其分成若干個與頁面大小相同的物理塊，並對內存空間的分配都是以物理塊為單位的。
G. 內存擴充之虛擬存儲技術
傳統存儲管理
特徵
時間局部性：如果執行了程序中的某條指令，那麼不久後這條指令很有可能再次執行；如果某個數據被訪問過，不久之後該數據很可能再次被訪問（因為程序中存在大量循環）
空間局部性：一旦程序訪問了某個存儲單元，在不久之後，其附近的存儲單元很有可能被訪問（因為很多數據在內存中是連續存放的，並且程序的指令也是順序地在內存中存放的
寄存器
高速緩存
內存
外存（如磁碟、磁帶等）
越往上容量越小，訪問速度越快，成本越高
越往下容量越大，訪問速度越慢，成本越低
高速緩存技術的思想：將近期會頻繁訪問到的數據放到更高速的存儲器中，暫時用不到的數據放在更低速存儲器中
快表機構就是將近期常訪問的頁表項副本放到更高速的cache中
基於局部性原理，在程序裝入時，可以將程序中很快就會用到的部分裝入內存，暫時用不到的部分留在外存，就可以讓程序開始執行
在程序執行過程中，當所訪問的信息不在內存時，由操作系統負責將所需信息從外存調入內存，然後繼續執行程序
若內存空間不夠，由操作系統將內存中暫時用不到的信息換出到外存
因此，在操作系統的管理下，在用戶看來似乎有一個比實際內存大得多的內存，這就是虛擬內存
操作系統虛擬性的一個體現，實際的物理內存大小沒有變，只是在邏輯上進行了擴充
虛擬內存的最大容量是由計算機的地址結構（CPU定址范圍）確定的
虛擬內存的實際容量 = min(內存外存容量之和，CPU定址范圍)
虛擬內存有以下三個主要特徵
虛擬內存技術，允許一個作業多次調入內存。如果採用連續分配方式，會不方便實現。因此，虛擬內存的實現需要建立在離散分配的內存管理方式基礎上
傳統的非連續分配存儲管理
基本分頁存儲管理
基本分段存儲管理
基本段頁式存儲管理
虛擬內存的實現
請求分頁存儲管理
請求分段存儲管理
請求段頁式存儲管理
主要區別：在程序執行過程中，當所訪問的信息不在內存時，由操作系統負責將所需信息從外存調入內存，然後繼續執行程序。若內存空間不夠，由操作系統負責將內存中暫時用不到的信息換出到外存
操作系統要提供請求調頁/段功能、頁面/段置換功能
請求分頁存儲管理和基本分頁存儲管理的主要區別
頁表機制
頁表項：內存塊號、狀態位、訪問欄位、修改位、外存地址，頁號時隱含的
內存塊號是頁面在內存中對應的頁框號，如果狀態位為0，則內存塊號為無
狀態位表示是否已被調入內存
訪問欄位記錄最近被訪問過幾次，或者上次訪問時間，由此操作系統能夠提供置換演算法
修改位記錄頁面被調入內存後是否被修改過，如果沒有，就不需要浪費時間寫回外存
外存地址是頁面在外存中的存放位置
缺頁中斷機構
在請求分頁系統中，每當要訪問的頁面不在內存時，便會產生一個缺頁中斷，然後由操作系統的缺頁中斷處理程序處理中斷（內中斷）
此時缺頁的進程阻塞，放入阻塞隊列，調頁完成後再將其喚醒，放回就緒隊列
如果內存中有空閑塊，則為進程分配一個空閑塊，將所缺頁面裝入該塊，並修改頁表中相應的頁表項
如果內存中沒有空閑塊，則由頁面置換演算法選擇一個頁面淘汰，若該頁面在內存期間被修改過，則要將其寫回外存，為修改過的頁面不用寫回外存
一條指令再執行期間可能產生多次缺頁中斷（ A to B）
新增的步驟
頁面的換入、換出需要磁碟IO，會有較大的開銷，因此好的頁面置換演算法應該追求更少的缺頁率
缺頁中斷≠頁面置換
發生缺頁中斷會發生調頁，只有內存塊滿了才發生頁面置換
最佳置換演算法OPT：每次淘汰以後永不使用或最長時間內不再被訪問的頁面
理想化的演算法，很難實現
先進先出演算法FIFO：每次淘汰最先進入內存的頁面
實現：把調入內存的頁面根據調入的先後順序排成隊列，頁面置換時換出隊頭頁面，新調入的頁面排到隊尾
優點：實現簡單
缺點1：belady異常，為進程分配的物理塊數增大時，缺頁次數不減反增的異常現象。只有FIFO會產生belady異常。
缺點2：演算法與進程實際運行時的規律不適應，因為先調入的頁面有可能最經常被訪問，因此演算法性能差
最近最久未使用置換演算法LRU：淘汰最近最久未使用的頁面
實現方法：賦予每個頁面對應的頁表項中，用訪問欄位記錄該頁面自上次被訪問以來所經歷的時間t
優點：性能最接近OPT
缺點：實現困難、開銷大
時鍾置換演算法CLOCK/NRU
簡單NRU：為每一個頁表項設置一個訪問位，再將內存中的頁面都通過連接指針連成一個循環隊列，當某頁被訪問時，訪問位為1，只需檢查頁的訪問位。如果為0，就將該頁換出，否則將其改為0，暫不換出，繼續向後掃描，若第一輪掃描都是1，將這也頁面的訪問位改為0後，進行第二輪掃描，第二輪掃描中一定會有訪問位為0的頁面，將其換出。因此最多經過兩輪掃描
改進NRU：如果淘汰的頁面沒有被修改過，就不需要執行IO操作，只有淘汰的頁面被修改過時，才需要寫回外存。因此，同時考慮最近有無訪問和有無修改，在其他條件相同時，優先淘汰沒有修改過的頁面，避免IO操作
第一輪：找到第一個訪問位和修改位都為0的頁面進行替換，如果沒有找到進行下一輪掃描
第二輪：查找第一個訪問位為0，修改位為1的頁面進行替換，本輪將所有被掃描過的訪問位設置為0，如果沒有進行下一輪掃描
第三輪：查找0，0替換否則下一輪
第四輪：查找0，1替換
最多會進行四輪掃描
駐留集：請求分頁管理中給進程分配的物理塊的集合
在採用了虛擬存儲技術的系統中，駐留集大小一般小於進程的總大小
駐留集太小，導致缺頁頻繁，系統要花大量時間處理缺頁，實際用於進程推進的時間很少
駐留集太大，會導致多道程序並發度下降，資源利用率降低
固定分配：操作系統為每個進程分配一組固定數目的物理塊，在進程運行期間不再改變
可變分配：先為每個進程分配一定數目的物理塊，在進程運行期間，可根據情況作適當的增加或減少
局部置換：發生缺頁時只能選進程自己的物理地址塊進行置換
全局置換：可以將操作系統保留的空閑物理塊分配給缺頁進程，也可以將別的進程持有的物理塊置換到外存，再分配給缺頁進程
不存在固定分配全局置換的策略，因為全局置換意味著一個進程擁有的物理塊數量必然改變
其他三種組合存在
固定分配局部置換：系統為每個進程分配一定數量的物理塊，在整個運行期間都不改變。若進程在運行中發生缺頁，並且需要進行頁面置換，則只能從該進程在內存中的頁面中選出一頁換出，然後再調入需要的頁面
缺點：很難在剛開始就確定應為每個進程分配多少個物理地址塊才算合理（採用這種策略的系統可以根據進程大小、優先順序、或是根據程序員給出的參數來確定為一個進程分配的內存塊數
可變分配全局置換：剛開始會為進程分配一定數量的物理塊。操作系統會保持一個空閑物理塊隊列，當某進程發生缺頁時，從空閑物理塊中取出一塊分給該進程；若無空閑物理塊，則選擇一個未鎖定的頁面換出到外存，再將該物理塊分配給缺頁的進程。採用這種策略時，只要某進程發生缺頁，都將獲得新的物理塊，僅當空閑物理塊用完時，系統才選擇一個未鎖定的頁面調出。被選擇調出的頁面可能是系統中任何一個進程的頁面，因此這個被選中的進程擁有的物理塊會減少，缺頁率會增加
只要缺頁就給該進程分配新的物理塊
可變分配局部置換：剛開始會為每個進程分配一定數量的物理塊，當某進程發生缺頁時，只允許從該進程自己的物理塊中選出一個進行頁面置換。如果進程在運行過程中頻繁缺頁，系統會為該進程多分配幾個物理塊，直至該進程缺頁率趨於適當程度；反之，如果缺頁率太低，就是當減少分配給該進程的內存塊數
要根據發生缺頁的頻率來動態增加或減少進程的物理塊
何時調入頁面
從何處調入頁面
對換區：讀寫速度更快，採用連續分配方式
文件區：讀寫速度更慢，採用離散分配方式
抖動/顛簸現象：剛剛換出的頁面馬上要換入內存，剛剛換入的頁面馬上要換出外存，這種頻繁的頁面調度行為稱為抖動/顛簸
主要原因是進程頻繁訪問的頁面數目高於可用的物理塊數（分配給進程的物理塊不夠）
為進程分配物理塊太少會使進程發生抖動現象，為進程分配的物理塊太多會降低系統的並發度降低某些資源的利用率。因此提出了「工作集」的概念
工作集：在某段時間間隔里，進程實際訪問頁面的集合
駐留集：請求分頁存儲管理中給進程分配的內存塊的集合
駐留集不能小於工作集，否則進程運行過程中將頻繁缺頁
H. 在段頁式存儲管理方式中,為什麼段表的每一欄都要給出頁表的長度
為了把頁表調入內存吧
我是這么理解的
因為多級結構就是怕內存放不哪岩下，所以並不是所有頁李碰御表都在內存。段表查到頁表時，如果頁表不在內存要調入，調入多長要看這吵悶個頁表長度。
I. 操作系統-04-操作系統的存儲管理和設備管理
早期的計算機由於結構較為簡單，存儲容量小，並不需要過多的的存儲管理。
隨著計算機和程序越來越復雜，使得存儲管理成為必要。
單一連續分配是最簡單的內存分配方式
只能在單用戶、單進程的操作系統中使用
固定分區分配是支持多道程序的最簡單存儲分配方式
內存空間被劃分為若干固定大小的區域
每個分區只提供給一個程序使用，互不幹擾
根據進程實際需要，動態分配內存空間
不需要新建空閑鏈表節點
只需要把空閑區的容量增大為包括回收區的容量即可
將回收區和空閑區合並
新的空閑區使用原來回收區的地址
將兩個空閑區和中間的回收區合並
新的空閑區使用空閑區1的地址
為回收區創建新的空閑節點
將該節點插入到相應的空閑區鏈表中
上面的部分主要是從物理的角度講解內存管理，這部分主要是講解操作系統是怎麼管理進程的內存空間。
字塊 是相對於物理設備的定義， 頁面 是相對邏輯空間的定義。
頁式存儲管理主要是將進程邏輯空間等分成若干大小的頁面，相應的把物理內存空間分成與頁面大小的物理塊，以頁面為單位把進程空間裝進物理內存中分散的物理塊。
頁面大小應該適中，過大難以分配，過小內存碎片過多，通常是512B~8K。
頁表 記錄進程邏輯空間於物理空間的映射
在頁式存儲管理， 頁地址 = 頁號 + 頁內偏移
現代計算機系統中，可以支持非常大的邏輯 地址空間(2 32~2 64)，這樣，頁表就 變得非常大，要佔用非常大的內存空間，如， 具有32位邏輯地址空間的分頁系統，規定頁 面大小為4KB，則在每個進程頁表中的頁表 項可達1M(2^20)個，如果每個頁表項佔用 1Byte，故每個進程僅僅頁表就要佔用1MB 的內存空間。
為了解決這個問題，引入了多級頁表。
多級頁表有一個根頁表，每一個字塊指向了內存中的一片空間，這塊空間存儲的是二級頁表。以此類推，最後一級頁表指向的字塊才是進程實際使用的內存。通過這種分級機制，大大減少了進程中頁表數佔用的空間。
段式存儲管理將進程邏輯空間劃分成若干段(非等分），段的長度由連續邏輯的長度決定。
例如一個程序有主函數MAIN、子程序段X、子函數Y等，這個時候會根據每一個函數的邏輯長度來分配邏輯空間。
頁表由 頁號 和 基址 組成，但在段式存儲管理中由於每一段的長度是不固定的，段表由 段號 、 基址 以及 段長 組成。
在段式存儲管理， 段地址 = 段號 + 段內偏移
分頁可以有效提高內存利用率(雖然說存在頁內碎片)
分段可以更好滿足用戶需求
兩者結合，形成段頁式存儲管理
先將邏輯空間按段式管理分成若干段，再把段內空間按頁式管理等分成若干頁。
在段頁式存儲管理中， 段頁地址 = 段號 + 段內頁號 + 頁內地址
有些進程實際需要的內存很大，超過物理內存的容量。
由於操作系統的多道程序設計，使得每個進程可用物理內存更加稀缺。
不可能無限增加物理內存，物理內存總有不夠的時候，於是便有了虛擬內存的概念。
虛擬內存是操作系統內存管理的關鍵技術，使得多道程序運行和大程序運行成為現實，她通過將進程所使用的內存進行劃分，將部分暫時不使用的內存放置在輔存。
根據局部性原理，程序運行時，無需全部裝入內存，裝載部分即可。如果訪問頁不在內存，則發出缺頁中斷，發起頁面置換。
從用戶層面看，程序擁有很大的空間，即是虛擬內存。
虛擬內存實際是對物理內存的補充，速度接近於內存，成本接近於輔存。
置換演算法一般有先進先出演算法(FIFO)、最不經常使用演算法(LFU)、最近最少使用演算法(LRU)。
從計算機組成原理篇章中，我們可以知道，CPU的高速緩存沒有數據時，需要從主存中載入數據。此時若主存中也沒有數據，則需要從輔存中載入頁面數據。
內存替換策略發生在Cache-主存層次、主存-輔存層次。Cache-主存層次的替換策略主要是為了解決 速度問題 ，
主存-輔存層次則。主要是為了解決 容量問題 。
順序文件是指按順序存放在存儲介質中的文件，例如磁帶的存儲特性使得磁帶文件只能存儲順序文件。
順序文件是所有邏輯文件當中存儲效率最高的。
可變長文件不適合使用順序文件格式存儲，索引文件是為了解決可變長文件存儲而發明的一種文件格式，索引文件需要配合索引表完成存儲的操作。
目錄的層級結構是樹狀的，成為目錄樹。
目錄樹中任何文件或目錄都只有唯一路徑。
對CPU而言，凡是對CPU進行數據輸入的都是輸入設備，凡是CPU進行數據輸出的都是輸出設備。
緩沖區主要是解決CPU與IO設備的速率不匹配的問題，減少CPU處理IO請求的頻率，提高CPU與IO設備之間的並行性。
專用緩沖區只適用於特定的IO進程，當這樣的IO進程比較多時，對內存的消耗也很大，所以操作系統劃出可供多個進程使用的公共緩沖區，稱之為緩沖池。
SPOOLing技術是關於慢速字元設備如何與計算機主機交換信息的一種技術，利用高速共享設備將低速的獨享設備模擬為高速的共享設備，邏輯上，系統為每一個用戶都分配了一台獨立的高速獨享設備，是一種虛擬設備技術。
SPOOLing技術把同步調用低速設備改為非同步調用。在輸入、輸出之間增加了排隊轉儲環節(輸入井、輸出井)，SPOOLing負責輸入(出)井與低速設備之間的調度，邏輯上，進程直接與高速設備交互，減少了進程的等待時間。
J. 段頁式存儲存儲管理中，是將作業分（），（）內分（），內存分配以（）為單位。；
將作業分（段），（段）內分（頁），內存分配以（頁框）為單位