第5章存储管理-计算机操作系统.ppt
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第5章存储管理,5.1存储管理的功能5.2分区存储管理5.3覆盖与交换技术5.4页式管理5.5段式与段页式管理5.6局部性原理和抖动问题,5.1存储管理的功能存储器是系统的重要资源之一。
任何程序,数据以及各种控制用的数据结构都必须占用一定的存储空间。
存储器由内存(primarystorage)和外存(secondarystorage)组成。
内存由顺序编址的物理单元组成。
CPU要启动输入输出设备后才能使外存与内存交换信息。
主要讨论内存管理问题有:
51.常用的内存管理方法;2.内存的分配和释放算法;3.虚拟存储器的概念;4.控制主存和外存之间的数据流动方法;5.地址变换技术和内存数据保护与共享技术等。
5.1.1虚拟存储器虚拟存储器是存储管理的核心概念。
内存:
访问速度快,价格昂贵,存储容量相对较小。
断电后,信息不存在。
外存:
访问速度较慢,价格便宜,性价比高,适合于存放大量信息。
存储管理系统把进程中那些不经常被访问的程序段和数据放入外存中,待需要访问它们时再将它们调入内存。
根据什么把一部分数据和程序段放在内存而另一部分放在外存,怎样安排它们在内存中的地址呢?
用户编写的源程序,首先要由编译程序编译成CPU可执行的目标代码(.obj)。
然后,链接程序把一个进程的不同程序段链接(.exe)起来以完成所要求的功能。
有两种方法安排这些编译后的目标代码的地址。
一种方法是按照物理存储器中的位置赋予实际物理地址。
这种方法的好处是CPU执行目标代码时的执行速度高(不需要进行地址转换)。
但是,由于物理存储器的容量限制,装入内存并发执行的进程数量多,或者较大的进程来说,当要求的内存容量超过内存总容量时将无法执行。
另外,由于编译程序必须知道内存的当前空闲部分及其地址,并且把一个进程的不同程序段连续地存放起来,因此编译程序将非常复杂。
另一种方法是编译链接程序把用户源程序编译后链接到一个以0地址为始地址的线性或多维虚拟地址空间。
链接可以是静态链接:
在程序执行以前由链接程序完成,也可以是动态链接:
在程序执行过程中根据需要而进行。
每一个进程都有一个虚拟空间(是一维的还是多维的由存储管理方式决定)。
每个指令或数据单元都在这个虚拟空间中拥有确定的地址,把这个地址称为虚拟地址(virtualaddress)。
显然,进程在该空间的地址排列是非连续的,其物理地址是由虚拟地址经过地址变换机构变换得到。
由源程序到实际存放该程序指令或数据的内存物理位置的变换如图5.1所示。
程序的加载和链接,加载,运行,图5.1地址变换与物理存储器将进程中的目标代码。
数据等的虚拟地址组成的虚拟空间称为虚拟存储器(进程的寻址空间,理论值)。
虚拟内存(VirtualMemory)在具有层次结构存储器的计算机系统中,采用自动实现部分装入和部分对换功能,为用户提供一个比物理主存容量大得多的可寻址的空间。
它使用户的逻辑存储器与物理存储器分离,是操作系统给用户提供的一个比真实内存空间大得多的地址空间。
虚拟存储器的实际容量受到两方面的限制:
(1)指令中表示地址的字长(地址总线的二进制位数)。
一个虚拟存储器的最大容量是由计算机的地址结构确定的。
逻辑容量。
如:
直接寻址时,有效地址长度为16位,则其寻址范围为0到64K。
若CPU的有效地址长度为32位,则程序可以寻址范围是0232-1,即虚存容量为4GB。
(2)外存的容量。
虚拟存储器的实际(物理)容量是由主存与辅存的容量之和所确定。
虚拟内存的特征1.虚拟性。
虚拟内存不是扩大实际的物理内存,而是扩充逻辑内存的容量。
2.部分装入。
每个进程不是全部装入内存。
首先是部分装入。
当需要执行的程序和数据不在内存时,才将需要的程序和数据装入内存。
3.对换性。
在一个进程运行期间,它所需要的程序和数据可以分多次调入,以满足当前程序执行的需要。
对内存中那些暂时不使用的程序和数据可以换到外存的交换区存放,以腾出更多的内存空间供可运行进程使用。
虚拟存储器技术需要解决的问题:
地址映射:
将逻辑地址转换成物理地址;分配策略:
虚拟空间的分配算法;置换策略:
将内存空间的内容交换到外存的算法;装载控制:
将外存空间的内容加载到内存的算法。
由虚拟存储器到物理存储器的地址变换是由操作系统解决。
要实现这个变换,必须要有相应的硬件支持。
1)多极储存结构;2)动态地址转换机构。
5.1.2地址变换用户程序装入内存时,对有关指令的地址部分的修改,定义为从程序地址到内存地址的地址映射,或称为地址重定位。
内存地址的集合称为内存空间或物理地址空间。
为每一个内存存储单元的地址都编号。
内存空间是一维线性空间。
把虚拟空间的地址转换成物理空间的地址涉及到两个问题。
一个是虚拟空间的划分问题。
如进程的正文段和数据段应该放置在虚拟空间的什么地方。
虚拟空间的划分使得编译链接程序可以把不同的程序模块(可以是用不同的高级语言编写的),链接到一个统一的虚拟空间中去。
虚拟空间的划分与计算机系统结构有关。
VAX-11机的虚拟空间结构如图5.2。
图5.2虚拟空间的划分第二个问题是如何把虚拟空间中已链接和划分好的内容装入内存,并将虚拟地址映射为内存地址的问题。
地址映射就是要建立虚拟地址与内存(物理)地址的关系。
实现地址重定位或地址映射的方法有两种:
静态地址重定位和动态地址重定位。
静态地址重定位(staticaddressrelocation)在虚拟空间程序执行之前由装配程序完成全部地址映射工作。
静态地址重定位对于虚拟空间内的指令或数据来说,只完成一个首地址不同的连续地址变换。
它要求所有要执行的程序必须在执行之前完成它们之间的链接,否则将无法得到正确的内存地址和内存空间。
(不管是否执行)优点:
不需要硬件支持。
缺点:
*无法实现虚拟存储器。
在执行之前将程序全部装入。
*程序一旦装入内存之后就不能再移动。
*必须占用连续的内存空间。
*不能做到程序和数据的共享。
2.动态地址重定位动态地址重定位(dynamicaddressrelocation)是在程序执行过程中,在CPU访问内存之前,将要访问的程序或数据的地址转换成内存地址。
依靠硬件地址变换机构完成。
地址重定位机构由一个基地址寄存器BR和一个程序虚拟地址寄存器VR。
指令或数据的内存地址MA与虚拟地址的关系为:
MA=(BR)+(VR)物理地址=内存的起始地址+相对地址(BR)与(VR)分别表示寄存器BR与VR中的内容。
动态重定位过程可参看图5.3。
图5.3动态地址重定位,其具体过程是:
(1)设置基地址寄存器BR,虚拟地址寄存器VR。
(2)将程序段装入内存,将其占用的内存区首地址送BR中。
例如,在图5.3中,(BR)=1000。
(3)在程序执行过程中,将所要访问的虚拟地址送入VR中,例如在图5.3中执行LOADA500语句时,将所要访问的虚拟地址500放入VR中。
(4)地址变换机构把VR和BR的内容相加,得到实际访问的物理地址。
动态重定位的主要优点:
可以对内存进行非连续分配。
对于同一进程的各分散程序段(线程),只要把各程序段在内存中的首地址统一存放在不同的BR基地址寄存器中,则可以由地址变换机构变换得到正确的内存地址。
可实现虚拟存储器。
动态重定位不要求在作业执行前为所有程序分配内存。
可以部分地、动态地分配内存。
这样,作业在执行期间可采用请求方式为那些要执行而不在内存中的程序段分配内存,以达到内存扩充的目的。
有利于程序段的共享。
共享程序段在逻辑上是一个完整的模块,5.1.3内外存数据传输的控制在程序执行过程中,内存和外存之间必须经常地交换数据。
经常把那些即将执行的程序和数据段调入内存,而把那些处于等待状态的程序和数据段调出内存。
控制方法有两种。
用户程序自己控制:
用户程序控制内外存之间的数据交换是采用覆盖。
覆盖技术:
要求用户清楚地了解程序的结构,并指定各程序段调入内存的先后次序。
覆盖是一种早期的主存扩充技术。
使用覆盖技术,用户负担很大,且程序段的最大长度仍受内存容量限制。
因此,覆盖技术不能实现虚拟存储器。
操作系统控制:
分为两种1.交换方式(swapping):
由操作系统把那些在内存中处于等待状态的进程换出到外存的交换区,而把那些等待事件已经发生、处于就绪态的进程从交换区换入内存。
2.请求调入方式(ondemand)或预调入方式(onprefetch)。
请求调入方式:
在程序执行时,当要访问的程序段或数据段不在内存中时,操作系统自动地从外存将有关的程序段和数据段调入内存的一种操作系统控制方式。
预调入方式:
由操作系统预测在不远的将来会访问到的程序段和数据段部分,并在它们被访问之前系统选择适当的时机将它们调入内存的一种数据流控制方式。
交换方式一般不进行部分交换,每次交换那些除去常驻内存部分后的整个进程。
即使能完成部分交换,也不是按照执行的需要而交换程序段,只是把受资源限制、暂时不能执行的程序段换出内存。
虽然交换方式也能完成内存扩充任务,但它仍不能实现那种自动覆盖、内存和外存统一管理、进程大小不受内存容量限制的虚拟存储器。
所以,只有请求调入方式和预调入方式可以实现进程大小不受内存容量限制的虚拟存储器。
5.1.4内存的分配与回收存储管理模块要为每一个并发执行的进程分配内存空间。
当进程执行结束之后,存储管理模块又要及时回收该进程所占用的内存资源,以便给其他进程分配空间。
为了有效合理地利用内存,在设计内存的分配和回收方法时,必须考虑和确定以下几种策略和数据结构:
分配结构:
登记内存使用情况,供分配程序使用的表格与链表。
例如内存空闲区表、空闲区队列等。
放置策略:
确定调入内存的程序和数据在内存中的位置。
这是一种选择内存空闲区的策略。
交换策略:
为了腾出足够的内存空间,需要将哪些程序段和数据段调出内存。
调入策略:
外存中的程序段和数据段什么时间按什么样的控制方式进入内存。
回收策略:
回收的时机;对所回收的内存空闲区和已存在的内存空闲区的合并。
5.1.5内存信息的共享与保护在多道程序设计环境下,内存中的许多用户程序或系统程序和数据段可供不同的用户进程共享。
这种资源共享将会提高内存的利用率(一个副本)。
但是,除了被允许共享的部分之外,又要限制各进程只在自己的存储区(工作区)活动,不能对别的进程的程序和数据段产生干扰和破坏,因此必须对内存中的程序和数据段采取保护措施。
常用的保护方法有三种:
硬件法软件法软硬件结合。
上下界保护法:
硬件法是一种硬件保护法。
要求为进程设置一对上下界寄存器。
上下界寄存器中装有被保护程序和数据段的起始地址和终止地址。
在程序执行过程中,进行访问操作时,首先进行地址合法性检查,要求重定位后的内存地址在上、下界寄存器所规定的范围之内,则访问是合法的。
若在规定的范围之外,则是非法的,并产生地址越界中断。
上下界保护法的保护原理如图5.4。
图5.4上、下界寄存器保护法,问题:
内存中有N个程序,需要多少对寄存器,完成保护功能?
保护键法:
软件法为每一个被保护存储块分配一个单独的保护键。
在程序状态字中设置相应的保护键开关字段。
对不同的进程赋予不同的开关代码与被保护的存储块中的保护键匹配。
保护键可设置成对只对读,写进行单项保护的或读写同时保护的。
如果开关字与保护键匹配或存储块未受到保护,则访问该存储块是允许的,否则将产生访问出错中断。
图5.5保护键保护法,保护键0,就是对2K到4K的存储区进行读写同时保护。
保护键2,就是对4K到6K的存储区进行写保护。
界限寄存器与CPU的用户态或核心态工作方式相结合的保护方式。
软硬件结合用户态进程只能访问那些在界限寄存器所规定范围内的内存部分;而核心态进程则可以访问整个内存地址空间。
(UNIX系统就是采用的这种内存保护方式)。
5.2分区存储管理分区管理是把内存划分成若干个大小不等的区域,除操作系统占用一个区域之外,其余由多道环境下的各并发进程共享。
分区管理是满足多道程序设计的一种最简单的存储管理方法。
5.2.1分区管理基本原理给每一个内存中的进程划分一块适当大小的存储区,以连续存储各进程的程序和数据,使各进程得以并发执行。
分区管理可以分为固定分区和动态分区两种方法。
碎片问题在连续内存分配中,必须把一个系统程序或用户程序装入一个连续的内存空间中。
由于多次的申请和释放内存,导致在内存中出现大量的分散的小空闲区。
内存中这种容量太小、无法利用的小分区称做”碎片“或”零头“。
根据碎片出现的位置可以分为:
内部碎片:
在一个分区内部出现的碎片称做内部碎片。
外部碎片:
在所有分区之外的碎片称做外部碎片。
解决碎片问题最简单的方法是定时或在分配内存时把所有碎片合并为一个连续区。
实现的方法是移动某些已分配区的内容,使所有进程的分区紧挨在一起,而把空闲区留在另一端,这种技术称为紧缩(或拼凑)。
内存紧凑技术:
把系统中小的、离散的分区合并成一个大的分区的过程。
1.固定分区法由系统操作员或操作系统把内存的用户区固定地划分为若干个大小不等的区域。
在执行过程中,每个分区的长度和内存的总分区个数将保持不变。
对内存的管理和控制通过数据结构分区说明表。
分区说明表包含各分区号、分区大小、起始地址和是否是空闲区(分区状态)。
内存的分配、释放、存储保护以及地址变换等都通过分区说明表进行。
图5.6给出了固定分区时分区说明表和对应内存状态的例子。
图5.6固定分区法,注意内部碎片,2.动态分区法作业执行前不分区,分区是在作业的处理过程中进行的,且其大小可随作业或进程对内存的要求而改变。
改变了固定分区法中小作业也要占据大分区的浪费现象,从而提高了内存的利用率。
采用动态分区法,在系统初启时,除了操作系统中常驻内存部分之外,只有一个空闲分区。
随后,分配程序将该区依次划分给调度选中的作业或进程。
图5.7给出了FIFO调度方式时的内存初始分配情况。
图5.7内存初始分配情况,注意外部碎片,随着进程的执行,会出现一系列的分配和释放。
如果分配的空闲区比所要求的大,则管理程序将该空闲区分成两个部分,其中一部分成为已分配区而另一部分成为一个新的小空闲区。
图5.8给出了采用最先适应算法(firstfit)分配内存时进程E和进程F得到内存以及进程B和进程D释放内存的内存分配变化过程。
如图5.8所示,在管理程序回收内存时,如果被回收分区有和它邻接的空闲分区存在,则要进行合并,图5.8内存分配变化过程,动态分区的数据结构:
把内存中的可用分区的数量及大小用可用分区表或可用分区自由链表描述,表示系统的内存资源。
与此相对应,请求内存资源的作业或进程也构成一个内存资源请求表。
可用表的每个表目记录一个空闲区,主要参数包括区号、长度和起始地址。
采用表格结构,管理过程比较简单,但表的大小难以确定(分区的个数),可用表要占用一部分内存。
图5.9给出了可用表,自由链和请求表的例子。
图5.9可用表、自由链及请求表,5.2.2分区的分配与回收1.固定分区的分配与回收分配:
用户程序通过请求表提出内存空间大小要求。
存储管理程序根据请求表,查询分区说明表,从中找出一个满足要求的空闲分区,并将其分配给申请者。
回收:
当进程执行完毕,管理程序将对应的分区状态置为未分配。
图5.10固定分区分配算法,2.动态分区时的分配与回收分三步:
(1)对于请求表中的要求内存长度,从可用表或自由链中寻找出合适的空闲区分配给程序。
(2)分配空闲区之后,更新可用表或自由链。
(3)进程或作业释放内存资源时,和相邻的空闲区进行链接合并,更新可用表或自由链。
动态分区时的分配方法三种。
最先适应法(firstfitalgorithm),最佳适应法(bestfitalgorithm)最坏适应法(worstfitalgoriathm)。
这三种方法要求可用表或自由链按不同的方式排列。
(1)最先适应法:
可用表或自由链的空闲区按起始地址递增的次序排列。
一旦找到大于或等于所要求内存长度的分区,则从分区中划出用户所要求的内存长度分配,并把余下的部分进行合并(如果有相邻空闲区存在)后留在可用表中。
同时要修改其相应的表项。
最先适应算法如图5.11所示。
图5.11最先适应算法,
(2)最佳适应算法:
可用表或自由链的空闲区从小到大的次序排列。
当作业或进程申请一个空闲区时,存储管理程序从表头开始查找,当找到第一个满足要求的空闲区时,停止查找并分配。
如果该空闲区大于请求表中的请求长度,则将减去请求长度后的剩余空闲区部分留在可用表中。
(3)最坏适应算法可用表或自由链的空闲区按其从大到小的次序排列。
当作业或进程申请一个空闲区时,先检查可用表或自由链的第一个空闲区的大小是否大于或等于所要求的内存长度,若可用表或自由链的第一个项长度小于所要求的,则分配失败。
否则从空闲区可用表或自由链中分配相应的存储空间给用户,然后修改和调整空闲区可用表或自由链。
3.动态分区时的回收与拼接当用户作业或进程执行结束时,存储管理程序要回收已使用完毕的空闲区,并将其插入可用表或自由链。
同时要解决空闲区拼接问题,目的是把不连续的零散空闲区拼接成一个较大的空闲区以供分配。
空闲区拼接时有4种形式:
a)该空闲区的上下两相邻分区都是空闲区;b)该空闲区的上相邻区是空闲区;c)该空闲区的下相邻区是空闲区;d)两相邻区都不是空闲区。
如图5.12所示。
图5.12空闲区的合并,4.几种分配算法的比较从搜索速度上看:
最先适应算法具有最佳性能。
尽管最佳适应算法或最坏适应算法看上去能很快地找到一个最适合的或最大的空闲区(先排序)。
从回收过程来看:
最先适应算法也是最佳的。
无论被释放区是否与空闲区相邻,都不用改变该区在可用表或自由链中的位置,只需修改其大小或起始地址。
最先适应算法的另一个优点就是尽可能地利用了低地址空间,从而保证高地址有较大的空闲区来放置要求内存较多的进程或作业。
从空闲区的利用来看:
最佳适应法找到的空闲区是最佳的。
不过,在某些情况下并不一定提高内存的利用率(过多的小碎片合并)。
最坏适应算法正是基于不留下碎片空闲区这一出发点的。
它选择最大的空闲区来满足用户要求,以期分配后的剩余部分仍能进行再分配。
总之,上述三种算法各有特长,针对不同的请求队列,效率和功能是不一样的。
5.2.3有关分区管理其他问题的讨论1.关于虚存的实现分区式管理方式,无法实现用户进程所需内存容量只受内存和外存容量之和限制的虚拟存储器。
如果不采用内存扩充技术,每个用户进程所需内存容量是受到分区大小限制的(连续的内存空间)。
2.关于内存扩充由于分区式管理时,各用户进程或作业受到分区大小的限制,如果不采用内存扩充技术,将会极大地限制分区式管理技术的使用。
在分区式管理中,可以使用覆盖或交换技术来扩充内存。
3.关于地址变换和内存保护静态地址重定位和动态地址重定位技术,都可完成分区式内存管理的地址变换。
动态地址重定位,利用基址寄存器和限长寄存器,除了完成重定位功能外,还具有内存保护功能。
保护键法也可用来对内存各分区提供保护。
4.分区存储管理的主要优缺点主要优点如下:
(1)可实现多道程序设计,实现了多个作业或进程对内存的共享,从而提高了系统的资源利用率。
(2)要求的硬件支持少,管理算法简单,实现容易。
主要缺点有:
(1)内存利用率仍然不高。
存在着碎片(内部外部)。
(2)作业或进程的大小受分区大小控制,除非采用覆盖和交换技术。
(3)难以实现各分区间的信息共享。
5.3覆盖与交换技术覆盖技术用在早期的操作系统中,而交换技术则在现代操作系统中仍广泛在使用(分时系统)。
5.3.1覆盖技术基本思想:
一个程序并不需要一开始就把它的全部指令和数据都装入内存后再执行。
可把程序划分成若干个功能相对独立的程序段,按照程序的逻辑结构让那些不会同时执行的程序段共享同一块内存区。
通常,程序段都被保存在外存中,当前面的程序段执行结束后,再把后续程序段调入内存覆盖前面的程序段。
这使得用户看来,好像内存扩大了,从而达到了逻辑扩充内存的目的。
覆盖技术要求程序员提供一个清楚的覆盖结构。
即必须完成把一个程序划分成不同的程序段,并规定好它们的执行和覆盖顺序的工作(.OVL)。
操作系统根据覆盖结构来完成程序段之间的覆盖。
一般来说,一个程序可以划分为多少段,让其中的哪些程序共享同一内存区只有程序员清楚。
要求程序员既要清楚地了解程序所属进程的虚拟空间及各程序段所在虚拟空间的位置;又要求程序员懂得系统和内存的内部结构与地址划分。
因此,程序员负担较重。
所以,覆盖技术大多用在对操作系统的虚空间和内部结构很熟悉的程序员才会使用。
例如:
设某进程的正文段由A,B,C,D,E和F等6个程序段组成。
它们之间的调用关系如图5.13(a)所示。
图5.13覆盖示例,5.3.2交换技术交换是指先把内存某部分的程序或数据写入外存交换区,然后再从外存交换区调入指定的程序或数据到内存中来,并让其执行的一种内存扩充技术。
与覆盖技术相比,交换不要求程序员给出程序段之间的覆盖结构。
交换与覆盖的区别:
交换主要是在不同的进程或作业之间进行。
而覆盖是在同一个作业或进程内部进行。
交换进程由换出和换入两个过程组成。
换出(swapout)过程把内存中的数据和程序换到外存交换区;换入(swapin)过程把外存交换区中的数据和程序换到内存分区中。
换出和换入过程都要完成与外存设备管理进程通信的任务。
在交换进程发送给设备进程的消息m中,包含分区号i、分区的基址basei、长度sizei和方向及外存交换区中分区起始地址。
交换进程和设备管理进程通过设备缓冲队列进行通信。
换出过程SWAPOUT可描述如下:
SWAPOUT(i):
beginlocalmm.basebasei;m.ceilingbasei+sizei;m.directionout;m.destinationbaseoffreeareaonswaparea;backupstorebaseim.destination;send(m,i),devicequeue);end在SWAPOUT(i)中,除了前5行描述所需要的控制信息之外,backupstorbasei是用来记录被换出数据和程序的起始地址以便换入时使用的。
而send指令则驱动设备做相应的数据读写操作。
基地址,长度,方向外存交换区始地址,为换入保留始地址,读写操作,换出,换入过程:
SWAPIN(i):
换入beginlocalmm.basebasei;基地址m.ceilingbasei+sizei;缓冲区长度m.directionin;方向,换入m.sourcebackupstorebasei;返回始地址send(m,i),devicequeue);读写end交换技术过去多用在小型机或微机系统中。
这样的系统大部分采用固定的或动态分区方式管理内存。
5.4页式管理5.4.1页式管理的基本原理分区式管理存在着严重的碎片问题使内存的利用率不高;进程的大小仍受分区大小或内存可用空间的限制;分区式管理也不利于程序段和数据的共享。
页式管理只把那些反复执行或即将执行的程序段与数据部分存放在内存中,而把那些不经常执行的程序段和数据存放于外存,待执行时调入,以提高内存利用率。
(请求式调入)页式管理的基本原理如下:
首先,各进程的虚拟空间被划分成若干个长度相等的页(page)。
页长的划分和内存外存之间数据传输速度以及内存大小等有关。
一般每个页长大约为1-4K。
进程的虚地址由页号p与页内地址w所组成。
通常,如果逻辑地址空间为2m,且页的大小为2n单元(字节),那么逻辑地址的高m-n位表示页号,而低n位表示页内偏移。
如:
一个地址长度为20位的计算机系统,如果每页的大小为1KB(210),那么可以有210个页。
其地址结构如图5.14。
另外,把内存空间也按页的大小划分为块或页面(pageframe)。
页面为系统中的所有进程共享(除去操作系统区外)。
分页管理时,用户进程在每个页面内地址连续,每个页面之间可不再连续。
实现了由连续存储到非连续存储。
这样,实现了内存中碎片的减少,因为任一进程的碎片都会小于一个页面。
页式管理把页式虚地址与内存页面物理地址,建立一一对应的表(页表),并用相应的硬件地址变换机构,来解决离散地址变换问题。
页式管理采用请求调页或预调页技术实现了内外存储器的统一管理。
即内存中只存放那些经常被执行或即将被执行的页
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- 存储 管理 计算机 操作系统