⑴ 操作系统中文件系统经常使用的分配方式
一、程序载入
在早期的计算机中，要运行一个程序，会把这些程序全都装入内存，程序都是直接运行在内存上的，也就是说程序中访问的内存地址都是实际的物理内存地址。当计算机同时运行多个程序时，必须保证这些程序用到的内存总量要小于计算机实际物理内存的大小。
这样会造成的问题有：
(1)：进程地址空间不隔离。由于程序都是直接访问物理内存，所以恶意程序可以随意修改别的进程的内存数据，以达到破坏的目的。有些非恶意的，但是有bug的程序也可能不小心修改了其它程序的内存数据，就会导致其它程序的运行出现异常。
(2)：内存使用效率低。有大量的数据在装入装出，导致效率十分低下。
(3)：程序运行的地址不确定。因为是随机分配的，所以程序运行的地址是不确定的。
二、虚拟内存
为了解决上述问题，人们想到了一种变通的方法，就是增加一个中间层，利用一种间接的地址访问方法访问物理内存。按照这种方法，程序中访问的内存地址不再是实际的物理内存地址，而是一个虚拟地址，然后由操作系统将这个虚拟地址映射到适当的物理内存地址上。这样，只要操作系统处理好虚拟地址到物理内存地址的映射，就可以保证不同的程序最终访问的内存地址位于不同的区域，彼此没有重叠，就可以达到内存地址空间隔离的效果。人们之所以要创建一个虚拟地址空间，目的是为了解决进程地址空间隔离的问题。但程序要想执行，必须运行在真实的内存上，所以，必须在虚拟地址与物理地址间建立一种映射关系。这样，通过映射机制，当程序访问虚拟地址空间上的某个地址值时，就相当于访问了物理地址空间中的另一个值。人们想到了一种分段(Sagmentation)的方法，它的思想是在虚拟地址空间和物理地址空间之间做一一映射。
这种分段的映射方法虽然解决了上述中的问题一和问题三，但并没能解决问题二，即内存的使用效率问题。在分段的映射方法中，每次换入换出内存的都是整个程序，这样会造成大量的磁盘访问操作，导致效率低下。所以这种映射方法还是稍显粗糙，粒度比较大。实际上，程序的运行有局部性特点，在某个时间段内，程序只是访问程序的一小部分数据，也就是说，程序的大部分数据在一个时间段内都不会被用到。基于这种情况，人们想到了粒度更小的内存分割和映射方法，这种方法就是分页(Paging)。
（三）：分页
分页的基本方法是，将地址空间分成许多的页。每页的大小由CPU决定，然后由操作系统选择页的大小。目前Inter系列的CPU支持4KB或4MB的页大小，而PC上目前都选择使用4KB。按这种选择，4GB虚拟地址空间共可以分成1048576个页，512M的物理内存可以分为131072个页。显然虚拟空间的页数要比物理空间的页数多得多。分页方法的核心思想就是当可执行文件执行到第x页时，就为第x页分配一个内存页y，然后再将这个内存页添加到进程虚拟地址空间的映射表中,这个映射表就相当于一个y=f(x)函数。应用程序通过这个映射表就可以访问到x页关联的y页了。
一 页式管理
1 页式管理的基本原理将各进程的虚拟空间划分成若干个长度相等的页(page)，页式管理把内存空间按页的大小划分成片或者页面（page frame），然后把页式虚拟地址与内存地址建立一一对应页表，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存储器的统一管理。 它分为
1 静态页式管理。静态分页管理的第一步是为要求内存的作业或进程分配足够的页面。系统通过存储页面表、请求表以及页表来完成内存的分配工作。静态页式管理解决了分区管理时的碎片问题。但是，由于静态页式管理要求进程或作业在执行前全部装入内存，如果可用页面数小于用户要求时，该作业或进程只好等待。而且作业和进程的大小仍受内存可用页面数的限制。
2 动态页式管理。动态页式管理是在静态页式管理的基础上发展起来的。它分为请求页式管理和预调入页式管理。
优点： 没有外碎片，每个内碎片不超过页大小。一个程序不必连续存放。便于改变程序占用空间的大小（主要指随着程序运行而动态生成的数据增多，要求地址空间相应增长，通常由系统调用完成而不是操作系统自动完成）。
缺点：程序全部装入内存。
要求有相应的硬件支持。例如地址变换机构，缺页中断的产生和选择淘汰页面等都要求有相应的硬件支持。这增加了机器成本。增加了系统开销，例如缺页中断处理机，请求调页的算法如选择不当，有可能产生抖动现象。 虽然消除了碎片，但每个作业或进程的最后一页内总有一部分空间得不到利用果页面较大，则这一部分的损失仍然较大。
二 段式管理的基本思想
把程序按内容或过程（函数）关系分成段，每段有自己的名字。一个用户作业或进程所包含的段对应一个二维线形虚拟空间，也就是一个二维虚拟存储器。段式管理程序以段为单位分配内存，然后通过地址影射机构把段式虚拟地址转换为实际内存物理地址。
程序通过分段(segmentation)划分为多个模块，如代码段、数据段、共享段。其优点是： 可以分别编写和编译。 可以针对不同类型的段采取不同的保护。 可以按段为单位来进行共享，包括通过动态链接进行代码共享。
三 段页式管理的实现原理
1 虚地址的构成
一个进程中所包含的具有独立逻辑功能的程序或数据仍被划分为段，并有各自的段号s。这反映相继承了段式管理的特征。其次，对于段s中的程序或数据，则按照一定的大小将其划分为不同的页。和页式系统一样，最后不足一页的部分仍占一页。这反映了段页式管理中的页式特征。从而，段页式管理时的进程的虚拟地址空间中的虚拟地址由三部分组成：即段号s，页号P和页内相对地址d。虚拟空间的最小单位是页而不是段，从而内存可用区也就被划分成为着干个大小相等的页面，且每段所拥有的程序和数据在内存中可以分开存放。分段的大小也不再受内存可用区的限制。
2 段表和页表
为了实现段页式管理，系统必须为每个作业或进程建立一张段表以管理内存分配与释放、缺段处理、存储保护相地址变换等。另外，由于一个段又被划分成了若干页，每个段又必须建立一张页表以把段中的虚页变换成内存中的实际页面。显然，与页式管理时相同，页表中也要有相应的实现缺页中断处理和页面保护等功能的表项。另外，由于在段页式管理中，页表不再是属于进程而是属于某个段，因此，段表中应有专项指出该段所对应页表的页表始址和页表长度。
3 动态地址变换过程
在一般使用段页式存储管理方式的计算机系统中，都在内存中辟出一块固定的区域存放进程的段表和页表。因此，在段页式管理系统中，要对内存中指令或数据进行一次存取的话，至少需要访问三次以上的内存：
第一次是由段表地址寄存器得段表始址后访问段表，由此取出对应段的页表在内存中的地址。
第二次则是访问页表得到所要访问的物理地址。
第三次才能访问真正需要访问的物理单元。
显然，这将使CPU的执行指令速度大大降低。为了提高地址转换速度，设置快速联想寄存器就显得比段式管理或页式管理时更加需要。在快速联想寄存器中，存放当前最常用的段号s、页号p和对应的内存页面与其它控制用栏目。当要访问内存空间某一单元时，可在通过段表、页表进行内存地址查找的同时，根据快速联想寄存器查找其段号和页号。如果所要访问的段或页在快速联想寄存器中，则系统不再访问内存中的段表、页表而直接把快速联想寄存器中的值与页内相对地址d拼接起来得到内存地址。
总之，因为段页式管理是段式管理的页式管理方案结合而成的，所以具有它们二者的优点。但反过来说，由于管理软件的增加，复杂性和开销也就随之增加了。另外，需要的硬件以及占用的内存也有所增加。更重要的是，如果不采用联想寄存器的方式提高CPU的访内速度，将会使得执行速度大大下降
⑵ 段页式存储管理方式的地址变换过程
在段页式系统中，为了便于实现地址变换，须配置一个段表寄存器，其中存放段表始址和段表长TL。进行地址变换时，首先利用段号S，将它与段表长TL进行比较。若S<TL，表示未越界，于是利用段表始址和段号来求出该段所对应的段表项在段表中的位置，从中得到该段的页表始址，并利用逻辑地址中的段内页号P来获得对应页的页表项位置，从中读出该页所在的物理块号b，再利用块号b和页内地址来构成物理地址。右图示出了段页式系统中的地址变换机构。
在段页式系统中，为了获得一条指令或数据，须三次访问内存。第一次访问是访问内存中的段表，从中取得页表始址；第二次访问是访问内存中的页表，从中取出该页所在的物理块号，并将该块号与页内地址一起形成指令或数据的物理地址；第三次访问才是真正从第二次访问所得的地址中，取出指令或数据。
显然，这使访问内存的次数增加了近两倍。为了提高执行速度，在地址变换机构中增设一个高速缓冲寄存器。每次访问它时，都须同时利用段号和页号去检索高速缓存，若找到匹配的表项，便可从中得到相应页的物理块号，用来与页内地址一起形成物理地址；若未找到匹配表项，则仍须再三次访问内存。
⑶ 段页式虚拟存储器中由虚拟地址向实际地址转换的过程需要查几次表,这些表示如
摘要 段式虚拟存储器：段式虚拟存储器的基本思想是：按照程序的逻辑结构划分段，！主存以段为单位进行分配。由于段是按照程序的自然边界划分的，因此每个段的长度各不相同，并且程序员通常还会把不同类型的数据划分到不同的段中。
⑷ 在具有块表的段页式存储管理方式中,如何实现地址变换
实现方案如下：
首先设置一段表寄存器，在其中存放段表始址和段长SL，进行地址变换时，利用段号S与段长SL进行比较，若S<SL，表示未越界，于是利用段表始址和段号来求出该段所对应的段表项在段表中的位置，从中得出该段的页表始址；
并利用逻辑地址中的段内页号P来获得对应页的页表项位置，从中读出该页所在的物理块号b，再利用块号b和页内地址来构成物理地址。
在具有快表的段页式存储管理方式中，段表和页表被放在快表内，每次访问它时，利用段号和页号去访问快表，若找到匹配项，便可以从中得到相应的物理块号，用来和业内地址一起生成物理地址；
若找不到匹配项，则需3次访问内存，得到物理块号，并将其抄入快表。快表已满时，则通过适当的算法，换出最近最久没有被访问的项。
⑸ 什么是地址映像表（在段页式存储管理中）
in the lunch
⑹ 在具有块表的段页式存储管理方式中,如何实现地址变换
本系统中使用段表寄存器存放段表基址和段长CPU提供的逻辑地址中的段号S首先和段长TL比较，若未越界则根据S和段表基址找到相应段表项中纪录的该段所在页表基址，接着使用段内页号P获得对应页面的页表项位置，从中找到帧号b，最后拼接上页内地址W得到数据的物理地址
⑺ 页式存储管理和段式存储管理在地址映射方面的异同
分页是用来从虚拟内存到物理内存映射的，每页是最小的内存管理单元。
分段这个是用来区别代码，数据之类的，举例来讲代码段、数据段，比如因为代码和数据可以用不同的缓存策略，还有多进程可以共享代码段，但是数据不同，所以分开来管理。
⑻ 分段存储管理需提供二维地址
一. 分页存储管理
1.基本思想
用户程序的地址空间被划分成若干固定大小的区域，称为“页”，相应地，内存空间分成若干个物理块，页和块的大小相等。可将用户程序的任一页放在内存的任一块中，实现了离散分配。
2. 分页存储管理的地址机构
15 12 11 0
页号P 页内位移量W
页号4位，每个作业最多2的4次方=16页，表示页号从0000~1111（24-1），页内位移量的位数表示页的大小，若页内位移量12位，则2的12次方=4k，页的大小为4k，页内地址从000000000000~111111111111
若给定一个逻辑地址为A，页面大小为L，则
页号P=INT[A/L]，页内地址W=A MOD L
3. 页表
分页系统中，允许将进程的每一页离散地存储在内存的任一物理块中，为了能在内存中找到每个页面对应的物理块，系统为每个进程建立一张页面映射表，简称页表。页表的作用是实现从页号到物理块号的地址映射。
页表：
页号 物理块号 存取控制
0 2
1 15（F）
2 14（E）
3 1
4. 地址变换
（1） 程序执行时，从PCB中取出页表始址和页表长度（4），装入页表寄存器PTR。
（2） 由分页地址变换机构将逻辑地址自动分成页号和页内地址。
例：11406D=0010|110010001110B=2C8EH
页号为2,位移量为C8EH=3214D
或11406 DIV 4096=2
11406 MOD 4096=3214
（3） 将页号与页表长度进行比较(2<4)，若页号大于或等于页表长度，则表示本次访问的地址已超越进程的地址空间，产生越界中断。
（4） 将页表始址与页号和页表项长度的乘积相加，便得到该页表项在页表中的位置。
（5） 取出页描述子得到该页的物理块号。 2 14（E）
（6） 对该页的存取控制进行检查。
（7） 将物理块号送入物理地址寄存器中，再将有效地址寄存器中的页内地址直接送入物理地址寄存器的块内地址字段中，拼接得到实际的物理地址。
例：0010|110010001101B
1110|110010001101B=EC8EH=60558D
或 14*4096+3214=60558D
5. 具有快表的地址变换机构
分页系统中，CPU每次要存取一个数据，都要两次访问内存（访问页表、访问实际物理地址）。为提高地址变换速度，增设一个具有并行查询能力的特殊高速缓冲存储器，称为“联想存储器”或“快表”，存放当前访问的页表项。
二．分段存储管理
1.基本思想
将用户程序地址空间分成若干个大小不等的段，每段可以定义一组相对完整的逻辑信息。存储分配时，以段为单位，段与段在内存中可以不相邻接，也实现了离散分配。
2. 分段存储方式的引入
方便编程
分段共享
分段保护
动态链接
动态增长
3. 分段地址结构
作业的地址空间被划分为若干个段，每个段定义了一组逻辑信息。例程序段、数据段等。每个段都从0开始编址，并采用一段连续的地址空间。
段的长度由相应的逻辑信息组的长度决定，因而各段长度不等。整个作业的地址空间是二维的。
15 12 11 0
段号 段内位移量
段号4位，每个作业最多24=16段，表示段号从0000~1111（24-1）；段内位移量12位，212=4k，表示每段的段内地址最大为4K（各段长度不同），从000000000000~111111111111
4. 段表
段号 段长 起始地址 存取控制
0 1K 4096
1 4K 17500
2 2K 8192
5. 地址变换
(1). 程序执行时，从PCB中取出段表始址和段表长度（3），装入段表寄存器。
(2). 由分段地址变换机构将逻辑地址自动分成段号和段内地址。
例：7310D=0001|110010001110B=1C8EH
段号为1,位移量为C8EH=3214D
(3). 将段号与段表长度进行比较(1<3)，若段号大于或等于段表长度，则表示本次访问的地址已超越进程的地址空间，产生越界中断。
(4). 将段表始址与段号和段表项长度的乘积相加，便得到该段表项在段表中的位置。
(5). 取出段描述子得到该段的起始物理地址。1 4K 17500
(6). 检查段内位移量是否超出该段的段长(3214<4K)，若超过，产生越界中断。
(7). 对该段的存取控制进行检查。
(8). 将该段基址和段内地址相加，得到实际的物理地址。
例：0001|110010001101B
起始地址17500D+段内地址3214D=20714D
三．分页与分段的主要区别
分页和分段有许多相似之处,比如两者都不要求作业连续存放.但在概念上两者完全不同,主要表现在以下几个方面:
(1)页是信息的物理单位,分页是为了实现非连续分配,以便解决内存碎片问题,或者说分页是由于系统管理的需要.段是信息的逻辑单位,它含有一组意义相对完整的信息,分段的目的是为了更好地实现共享,满足用户的需要.
(2)页的大小固定,由系统确定,将逻辑地址划分为页号和页内地址是由机器硬件实现的.而段的长度却不固定,决定于用户所编写的程序,通常由编译程序在对源程序进行编译时根据信息的性质来划分.
(3)分页的作业地址空间是一维的.分段的地址空间是二维的.
四．段页式存储管理
1．基本思想：
分页系统能有效地提高内存的利用率，而分段系统能反映程序的逻辑结构，便于段的共享与保护，将分页与分段两种存储方式结合起来，就形成了段页式存储管理方式。
在段页式存储管理系统中，作业的地址空间首先被分成若干个逻辑分段，每段都有自己的段号，然后再将每段分成若干个大小相等的页。对于主存空间也分成大小相等的页，主存的分配以页为单位。
段页式系统中，作业的地址结构包含三部分的内容：段号 页号 页内位移量
程序员按照分段系统的地址结构将地址分为段号与段内位移量，地址变换机构将段内位移量分解为页号和页内位移量。
为实现段页式存储管理，系统应为每个进程设置一个段表，包括每段的段号，该段的页表始址和页表长度。每个段有自己的页表，记录段中的每一页的页号和存放在主存中的物理块号。
2．地址变换的过程：
（1）程序执行时，从PCB中取出段表始址和段表长度，装入段表寄存器。
（2）由地址变换机构将逻辑地址自动分成段号、页号和页内地址。
（3）将段号与段表长度进行比较，若段号大于或等于段表长度，则表示本次访问的地址已超越进程的地址空间，产生越界中断。
（4）将段表始址与段号和段表项长度的乘积相加，便得到该段表项在段表中的位置。
（5）取出段描述子得到该段的页表始址和页表长度。
（6）将页号与页表长度进行比较，若页号大于或等于页表长度，则表示本次访问的地址已超越进程的地址空间，产生越界中断。
（7）将页表始址与页号和页表项长度的乘积相加，便得到该页表项在页表中的位置。
（8）取出页描述子得到该页的物理块号。
（9）对该页的存取控制进行检查。
（10）将物理块号送入物理地址寄存器中，再将有效地址寄存器中的页内地址直接送入物理地址寄存器的块内地址字段中，拼接得到实际的物理地址。
⑼ 帮帮我 页式存储和段式存储的定义和为什么要这些功能
页式存储分配
页式存储分配是基于这样一种概念，把到来的作业分成相等大小的页。一些操作系统选择页的大小，是根据存储块的大小和作业所存储的磁盘的一些区域的大小来分配的，一般它们是相等的。
磁盘上的一些区域叫做扇区（或者有时候叫块），主存中的这些区域叫做页面。当页面、扇区和主存中的页面都一样大小的时候，上述策略可以很有效的工作。页面的精确大小（每个页面所存储的字节数）通常由磁盘扇区的大小来决定。所以，一个扇区将保存一页作业指令，和内存的一个页面相匹配。
在执行一个程序之前，内存管理器需要的准备工作：
1. 确定程序的页数
2. 在主存中留出足够的空闲页面
3. 将程序的所有页面载入主存里。（静态的分页，页面无需连续）
当程序准备好载入，其页面是一个逻辑序列——第一页保存了程序的第一部分指令，最后一页是最后的一部分指令。为此我们可以假设程序的指令是一行一行的代码，也可以想象成是一些字节。
载入的过程和我们在第二章所学习到的策略是不同的，这是因为页面不用保存在相邻的存储块。实际上，每一页可以保存在主存页面的任何有效的位置（Madnick& Donovan,1974）。
不连续存储方法的首要优点是主存可以更有效的使用，因为一个空闲页面可以被任何作业的任何页使用。另外，用于重新定位的压缩策略可以被消除了，因为页面之间没有外部碎片了。（在很多页中也没有内部碎片）
然而，新的方法会带来新的问题。因为一个作业的页可以保存在主存的任何位置，内存管理需要一个机制来保存它们的情况——这意味着必须增加操作系统软件的大小和复杂度，也就是增加了开支。
段式存储分配
分段的概念是建立在最通常被程序员结构化他们的程序所用的模块的基础上的——逻辑上的一组代码。用段式存储分配方法，每一个作业被分为很多个不同尺寸的段，每一个模块都包含很多相关的功能。一个子分支程序就是这样一个逻辑组的例子。这是和分页策略的本质上的不同，分页策略把作业分成了很多页，都是一样的尺寸，都包含了程序模块的一些部分。
第二个重要的不同是主存不需要再分成页面了，因为每个段的大小都不一样——有的大，有的小。所以，和第二章中讨论的动态分区一样，内存也是动态模式下分配的。
当一个程序被编译后，段就根据程序的结构模块所建立起来。每一个段都编了号并且生成了一个段映射表（SMT）；它包含了段序号，它的长度，访问权限，状态和（如果在内存中）内存中的位置。图3-11和图3-12给出了同一个作业，作业1，有一个主程序和两个分支程序组成，还有它的段映射表和实际的主存分配。
就像请求页式一样，引用，分段里也使用页修改和状态位，但是图3-11和图3-12没有给出。
内存管理器需要跟踪段在内存中的情况。这是通过将动态分区和请求页式存储管理都有的3个表格的合并来实现的：
1. 作业表，列出了处理的每一个作业（整个系统一个表）
2. 段映射表列出了每个段的具体情况（每个作业一个表）
3. 内存映射表监视了主存的分配情况（整个系统一个表）
就像请求页式，每个段中的指令顺序排列，但是在内存中段不用连续存储。我们只要知道每个段保存在哪里了。每一个段里的内容是连续的。
http://teach.ycit.cn:8070/kj/jsj/jsjczxt/main/study/xx/kcxx-3-4.htm
http://teach.ycit.cn:8070/kj/jsj/jsjczxt/main/study/xx/kcxx-3-1.htm
上面有更为详细的解释和图例
⑽ 操作系统页式存储管理的问题
存储管理的基本原理内存管理方法 内存管理主要包括内存分配和回收、地址变换、内存扩充、内存共享和保护等功能。 下面主要介绍连续分配存储管理、覆盖与交换技术以及页式与段式存储管理等基本概念和原理。 1． 连续分配存储管理方式 连续分配是操作系统页式存储管理的问题