操作系统-第四章存储器管理和第五章设备管理-知识点整理（知识点学习 / 期末复习 / 面试 / 笔试）

第四章 存储器管理

存储器层次结构

通用存储层次：CPU寄存器、主存、辅存、

层次	说明
CPU寄存器	速度最快，容量极小，CPU直接操作
主存（RAM）	存储正在运行的程序和数据
辅存	如硬盘、固态盘，速度慢但容量大

具体功能划分：

• 寄存器
• 高速寄存器（Cache）
• 主存储器
• 磁盘缓存（非实际存储介质）
• 固定磁盘
• 可移动存储介质

程序的装入和链接

存储器管理对象：内存

管理目标：

• 为用户使用存储器提供方便，用户只需要在自己的逻辑内存空间编程，不需要考虑真实内存的物理位置
• 为用户提供充分大的存储空间
• 提高内存的利用率，将尽量多的用户调入内存运行

逻辑地址与物理地址的含义、关系

程序进入内存的流程步骤

• 编译：源代码 -> 目标模块
• 链接：目标模块+库函数 -> 装入模块
• 装入：装入内存

程序的装入

主要讲的是逻辑地址 → 物理地址的映射时机：

装入方式	特点
静态装入	程序运行前一次性装入内存，地址转换提前做好
动态装入	程序运行时，边运行边装入（延迟加载）
动态链接	程序运行时才把需要的模块链接（例如 DLL）

装入方式解决的是"地址映射"的问题

例：逻辑地址0x0004 → 映射成物理地址0x8044

绝对装入

绝对映射，程序中逻辑地址与内存物理地址完全相同

• 程序中所使用的绝对地址，既可在编译或汇编时给出， 也可由程序员直接赋予。
• 通常是在程序中采用符号地址 ，然后在编译或汇编时，再将这些符号地址转换为绝对地址。
• 特点：程序的逻辑地址与实际内存地址相同

可重定位装入

静态映射，在装入时对逻辑地址进行修改

在装入时对逻辑地址做一次性修改，以后不再改变

动态运行时装入

逻辑地址到物理地址的映射在程序运行时才执行

• 地址转换到程序真正要执行时才进行
• 装入内存后的所有地址都仍是相对地址

程序的链接

用于把多个模块整合成一个完整程序

链接方式	特点
静态链接	编译时就把所有模块连接好，生成可执行文件
装入时链接	装入内存时完成模块链接
运行时链接	程序运行中需要哪个模块再链接（如调用共享库）

静态链接方式(Static Linking)

在装入内存前已经链接成一个整体

装入时动态链接(Load time Dynamic Linking)

• 一边装入一边链接
• 便于修改和更新
• 便于实现对目标模块的共享

运行时动态链接(Run-time Dynamic Linking）

• 执行过程中，当发现一个被调用模块尚未装入内存时，立即由OS去找到该模块并将之装入内存， 把它链接到调用者模块
• 不用的目标模块不会被调入内存和被链接到装入模块
• 加快程序的装入过程，而且可节省大量的内存空间

连续分配方式

为每个用户程序分配连续的内存空间

1. 单一连续分配（最简单）

• 整个内存分两个部分：操作系统 + 用户程序
• 只能运行一个程序
• 举例：早期 DOS 系统

2. 固定分区分配（分段出租房）

• 内存分成若干固定大小的分区
• 每个分区只装一个程序
• 缺点：会有内部碎片（程序比分区小，浪费）

3. 动态分区分配（按需切地）

• 内存根据程序大小，动态划分空间
• 更灵活，但容易产生外部碎片

单一连续分配

• 一个用户程序独占连续的内存用户空间
• 用于单用户，单任务的OS中
• 内存只分为两个区：系统区和用户区
• 一般对系统区 作保护，用基址寄存器做控制

固定分区连续分配

• 将内存划分多个区域，每个区域大小固定
• 每个区域只能装入一个程序
• 分区大小相等 的划分方法，一般用于多个相同任务
• 分区大小不等 的划分方法，根据实际任务大小分配

固定分区分配容易造成浪费

动态分区分配

• 无固定分区，在整块内存空间中动态分割
• 无用户程序，内存是一整块连续分区
• 根据程序大小，动态地分配连续的内存空间，分配的内存大小等于程序大小

要求解决的问题 ：分区数据结构 、分配算法、 分配和回收操作

动态重定位分区分配

空闲分区表

空闲分区链

分配算法

常用内存分配算法（适用于动态分区）

算法名称	说明
首次适应（First Fit）	从头开始找，第一个够用的分区就分配
循环首次适应（Next Fit）	上次分配到哪儿，从那开始找下一个
最佳适应（Best Fit）	找最"刚好"的空闲分区，节省空间
最差适应（Worst Fit）	找最大的分区，希望留下大块空闲区
快速适应（Quick Fit）	常用分区大小分类，快速查找

首次适应

按顺序选择第一个满足要求的内存区域

优点：保留高地址的大部分空间

缺点：低地址存在很多小片无法利用的空间，查找时间长

循环首次适应

在上一次找到空闲分区的下一个分区开始寻找，找到第一个满足要求的内存区

优点：空闲分区在内存中分布均匀，查找时间短

缺点：缺乏大的内存空间

最佳适应

在所有空闲分区中查找与程序大小最相近的空闲分区

为了加快速度，可以把空闲分区从小到大排列

优点：提高内存使用率，保留大空闲去

缺点：仍然会存在小片无法利用的空闲分区

例子：假设有新程序F装入，大小为32K，当前已有程序B和D，最近一次空间分配是D

按照从上到下的顺序扫描

分配内存

回收内存

当一个程序结束，释放它的内存后，系统需要判断它左右是否有空闲区域：

1. 左邻空闲 → 合并左边

2. 右邻空闲 → 合并右边

3. 左右都空闲 → 三块合并成一块

回收操作要维护数据结构（如空闲分区表）进行更新。

考虑三种情况：

伙伴系统

分割与回收均按2的K次幂进行分类操作

一种改进的动态分区方法，能方便合并和分裂：

• 内存总是以 2 的幂分割：512KB → 256+256 → 128+128......
• 分配时，如果当前块太大，就不断一分为二，直到足够小
• 回收时，如果两个伙伴都是空的，就合并成更大块

它能在动态分区的基础上，更高效地减少碎片.

可重定位分区分配

• 程序装入内存后，可以移动位置
• 系统需要有 地址重定位能力
• 有利于合并碎片、优化空间利用

对内存中正在使用的分区进行搬迁，使多个小的空闲分区（碎片）合并为一个大的空闲分区

动态重定位的实现

动态重定位分区分配算法

练习题

已知当前内存状态表如下，现有作业D、E、F处于后备队列，分配顺序是D到E再到F，大小分别为36K、9K和23K，请用动态分区分配算法FF、BF进行分配： 请写出分配后D、E、F在内存的起址和末址，如果有作业未能分配空间请说明 在分配完后再回收作业B，请写出包含作业B的空白分区的起址和末址。

|---------|----------|----------|--------------|
| 分区号 | 大小 | 起址 | 状态 |
| 0 | 100K | 0 | 系统区 |
| 1 | 25K | 100K | 空闲 |
| 2 | 55K | 125K | A 占用 |
| 3 | 50K | 180K | 空闲 |
| 4 | 30K | 230K | B 占用 |
| 5 | 40K | 260K | 空闲 |

对换

提高内存利用率的有效措施

把内存中暂时不能运行 的进程或者暂时不用的程序和数据，调出到外存上，以便腾出足够的内存空间，再把已具备运行条件的进程或进程所需要的程序和数据，调入内存。

两种对换方式

整体 对换：以进程为单位

部分 对换：以页或段为单位

对换空间管理

• 将外存 分为文件区与对换区
• 对换区采用连续存储方式
• 整体对换 采用类似连续分配的方式管理对换区，包括空间的分配与回收

对换操作包括进程换入、进程换出

进程换出

• 系统选择处于阻塞态且优先级最低的进程作为换出进程
• 启动盘块，将进程的程序和数据传送到磁盘的对换区
• 若传送无错误，回收内存空间
• 对该进程的PCB做相应的修改。

进程换入

• 系统定时查看所有进程状态，找出**"就绪"状态但已换出**的进程
• 对换出时间**(换出到磁盘上)最久** 的进程进行换入操作
• 直至已无可换入的进程或无可换出的进程为止。

基本分页存储管理方式

引入：非连续分配，离散地分布在内存不同位置

把程序分成一页一页（逻辑上），放进内存的空闲小块（物理上）里运行，不需要连续空间！

基本概念

• 页 面：逻辑 上的划分，进程空间管理上的划分，简称页
• 物理 块：物理上的划分

名称	是什么？	属于谁？	大小
页（Page）	把程序按固定大小划分成一页一页	逻辑空间（程序视角）	固定，如 2KB
块（Frame）	把内存按固定大小划成一块一块	物理空间（内存视角）	固定，如 2KB

一页程序放到一个块中，正好对应！（大小一样）

页 是操作系统分配内存的最小单位（进程的最后一页装不满一块形成了不可利用的碎片）

页与物理块的关系

• 页的大小与物理块大小完全相等
• 进程任何一个页都可以装入内存的任何一个物理块
• 进程除了最后一个页可能会产生碎片，其他页都是刚好装入各个物理块中
• 各个页离散地分布在不同物理块中
• 页的编号在逻辑地址上是连续 的，在物理块分布上是离散的

页大小： 一般是2的n次幂，通常为512B~8KB

地址结构

页面：逻辑上的划分，进程空间管理上的划分，简称页

物理块：物理上的划分

逻辑地址 = 页号（Page No） + 页内地址（Offset）

例子：如果页大小是 2KB（=2048），逻辑地址 3000：

• 页号 = 3000 ÷ 2048 = 1
• 页内地址 = 3000 % 2048 = 952

地址计算方法

地址为A，页面大小为L，则页号P和页内地址d，计算如下（页内地址也就是页内偏移量）

例：A=2170B，L=1KB 则 P=2, d=122

页表

记录进程 每一页在内存 存放的块号（ 记录每一页（逻辑页）对应的是哪个物理块**）**

页面与物理块的对应关系

页表的管理

• 页表数据存放在内存
• 页表的起址和长度存放在PCB中
• 地址转换时，页表的起址和长度送入页表寄存器PTR

地址变换

1. 进程访问某个逻辑地址时，分页地址机构自动将逻辑地址分为页号和页内地址
2. 页号大于页表长度，越界错误
3. 根据页号计算位置，从页表中查物理块号
4. 页内地址直接对应块内地址
5. 通过物理块号和块内地址得到物理地址
6. 根据物理地址读取数据

• CPU 给出逻辑地址（页号 + 页内偏移）

• 操作系统查页表，从页号查到块号

• 物理地址 = 块号 × 块大小 + 页内偏移

练习题

某系统采用分页式存储管理，页大小为2KB。已知进程A的逻辑地址空间为4个页，内存分配如下页表所示，求逻辑地址4832的物理地址。（所有数据都是十进制）

|--------|--------|
| 页号 | 块号 |
| 0 | 17 |
| 1 | 8 |
| 2 | 25 |
| 3 | 19 |

地址变换缺点

• 需要访问两次内存才能取出数据
• 一次访问页表，查找物理块号，计算物理地址
• 一次根据物理地址读取数据

具有快表的地址变换

快表是一个硬件缓存，专门存最近用过的页表项

• 快表是高速存储器 ，具有并行查找功能
• 快表访问速度一般是内存的几倍
• 将页表部分内容存在快表，一般存放当前使用的页表项
• 快表主要用于减少逻辑地址到物理地址的转换时间

带快表的地址变换过程

1. 进程访问某个逻辑地址时，分页地址机构自动将逻辑地址分为页号和页内地址
2. 页号大于页表长度，越界错误
3. 页号送入快表，查找物理块号
4. 若快表找到，送入物理地址寄存器
5. 否则在从页表查找物理块号，送入物理地址寄存器
6. 页内地址直接对应块内地址
7. 通过物理块号和块内地址得到物理地址
8. 根据物理地址读取数据

• 先查快表（TLB），命中就直接找到块号（快！）

• 快表没命中，再查页表（慢一些）

• 然后再去内存中访问对应块的数据

具有快表的地址变换举例

• 快表访问时间为20ns，内存访问为100ns
• 若快表查找成功，包括读数据总时间为120ns
• 若快表查找失败，得到总时间为220ns

快表：先求快表查找成功和失败所需的总时间，再使用命中率求有效访问时间

（T = 命中率 * 快表查找成功总时间 + (1-命中率) * 快表查找失败总时间）

单级页表

单级页表缺陷

• 页表一般是数组的形式，空间分配属于连续分配
• 页表大小不能超过单个物理块大小
• 当逻辑地址空间很大时，导致页表占用内存空间很大
• 例如地址长度32位，可以得到最大空间为4GB，页大小4KB，最多包含4G/4K=1M个页

2^32=2^30 * 2^2 = 4GB （地址长度32位，可以得到最大空间为4GB）

• 若每个页表项占用4个字节，则页表最大长度为4MB，即要求内存划分出连续4MB的空间来装载页表，而且页表采用的是连续分配，不是分页分配

页表大小 = 页数 * 每个页表项占用字节数 = 1M * 4 = 4MB

解决方法

• 采用离散分配方式的管理页表
• 将当前需要的部分页表项调入内存， 其余的页表项仍驻留在磁盘上，需要时再调入

两级页表

对页表本身采用分页式管理，对页表本身增加了一层页表管理。

两级页表的逻辑地址结构与地址变换

注意：页大小就是页表大小，一张页表只能装在一个页中

多级页表

• 32位系统采用两级页表结构是合适的
• 对于64位系统，页大小4KB，则页内地址为12位，外部页内地址也为12位，外部页号则有40位，即最多可以有1024G个页表项，实际并不需要这么多
• 64位系统最大支持空间2６４=1844744 TB ，目前实际只使用48位，采用三级页表就可以了

练习题

1. 一个32位地址的计算机系统使用二级页表,虚地址被分为9位顶级页表,11位二级页表和偏移.请问: 1)页面长度是多少? 2)空间共有多少个页面?

2. 在一个分页存储管理系统中,逻辑地址长度为16位,页面大小为4096字节,现有一逻辑地址为2F6AH,且第0、1、2页依次存在物理块10、12、14号中，问相应的物理地址为多少？

3. 设一页式管理系统，向用户提供的逻辑地址空间最大为16页，每页2048字节，内存中共有8个存储块。试问逻辑地址至少应为多少位？内存空间有多大？

4. 假设页面的大小为4KB,一个页表项用4B.若要求用页表来管理地址结构为36位的虚拟地址空间，并且每个页表只占用一页。那么，采用多级页表结构时，需要几级才能达到管理的要求？

5.有一基本分页存储管理系统，假定页面大小为1024字节，页表采用离散方式放在内存中。每个页表项占用4个字节。在忽略页表及系统区等占用空间的条件下：（所有数据都是十进制）

• 若采用一级页表，系统能支持的逻辑空间最多为多少？
• 若采用二级页表，系统能支持的逻辑空间最多为多少？
• 二级页表，现有逻辑地址为542783，求该地址对应的外层页号，外层页内地址和页内地址？

基本分段存储管理方式

基本概念

分段是指将一个进程划分为多个具有逻辑意义而且相对独立的部分

例如主程序段、数据段、堆栈段、子程序段等

X86常见的段基址：CS、SS、DS、ES

每个段都是从0开始的独立逻辑地址空间

引入分段的好处

• 方便编程
• 信息共享
• 信息保护
• 动态增长
• 动态链接

分段的地址结构

每个段都有独立的名称，为了管理方便，用段号表示

在逻辑地址意义上，每个段地址包含两部分

所以段地址是二维结构

段表

段号+段长+基址

段地址变换

1. 进程访问某个逻辑地址时，先取得段号
2. 若段号大于段表长度，越界错误
3. 查段表得到段开始地址和段长度
4. 若段内地址大于段长度，越界错误
5. 通过段开始地址和段内地址得到物理地址
6. 根据物理地址读取数据

具有快表的分段地址变换

将段表放入快表中

由于段的数量远少于页的数量 ，段表装入快表的百分比要比页表大 ，所以分段的快表命中率也高 ，一般比常规内存访问慢10%～15%

为什么"段的数量远少于页的数量"？

答：

因为段是按"功能模块"划分的，而不是固定大小切割：

例子：代码段、数据段、栈段、堆段、常量段，一般也就 4～10 个段，不多！

而分页是对进程平均切块，不管逻辑结构，所以一个大程序可能被分成 几百、上千个页！

为什么"段表装入快表的百分比要比页表大"？

答：

段数量少，就更容易"全部"装入快表里，命中率就高。

即使快表命中了，也有至少两个操作步骤 ，所以：分段 + 快表 ≈ 比直接访问内存 慢10%～15%。（但比不用快表快多了！）

分页与分段的区别

• 页 是信息的物理 单位，满足系统空间管理需要。分页实现离散分配方式，以消减内存的外零头， 提高内存的利用率。段 是信息的逻辑单位，满足用户需要。
• 页 的大小固定 ，由系统 决定。段 的长度不固定 ， 由用户决定。
• 分页 的作业地址空间是一维 的。分段 的作业地址空间则是二维的。

比较项	分页	分段
划分单位	固定大小的页	逻辑结构划分
地址结构	页号 + 页内偏移	段号 + 段内偏移
是否有逻辑意义	❌ 没有	✅ 有
内存分配	更容易管理碎片	更灵活，支持模块化
页表/段表	一般较大	一般较小

信息共享

• 段是有意义的信息逻辑 单位，含有一组相对完成独立的信息
• 多个进程共享一个具有独立意义的段 ，实现很简单，只要在各自段表加入相同段基址和段长度就可以了
• 例如Windows动态链接库中的纯代码段，可以被多个进程共享

练习题

某系统采用分段式存储管理，在一个进程中，它的段表如下所示，求逻辑地址为（2，895）对应的物理地址（所有数据都是十进制）

|--------|----------|
| 段号 | 开始地址 |
| 0 | 80K |
| 1 | 12K |
| 2 | 25K |
| 3 | 72K |

段页式管理

段页式管理的引入

• 段面向用户程序需要，段长度不固定
• 段需要分配连续空间，存在连续分配的缺点，例如易产生碎片
• 结合段式和页式两者管理优点，既能节省内存空间，提高内存分配效率；又能兼顾用户程序需要

段页式管理的机制

• 分段与分页机制的结合
• 先将用户程序划分为多个有逻辑意义的段，再将段划分为多个页
• 段页式管理需要设置段表和页表
• 每个段都对应一张页表，因此段表存放了每张页表的开始地址和页表长度

• 程序被按段划分

• 每段再被分页

• 系统中：

  • 有一张段表：找段的页表起始地址

  • 每段有一张页表：找页所在的块

• 逻辑地址 = 段号 + 页号 + 页内偏移

1️⃣ 从段号查"段表" ⇒ 得到该段页表的地址

2️⃣ 用页号查"页表" ⇒ 得到对应的物理块号

3️⃣ 用块号 + 页内偏移 ⇒ 计算出物理地址

段页式管理的地址结构

段页式的地址映射

段页式的地址变换过程

1. 进程访问某个逻辑地址时，先取得段号
2. 段号大于段表长度，越界错误
3. 查段表，得到页表开始地址
4. 在页表内，根据段内页号查物理块号
5. 页内地址直接对应块内地址
6. 通过物理块号和块内地址得到物理地址
7. 根据物理地址读取数据

段页式管理中的快表

• 原有的地址变换需要访问三次内存：段表+页表+数据
• 增加一个高速缓冲寄存器，每次访问以段号和页号 为索引去检索高速缓存，从中找到相应的物理块号。
• 若找不到，再执行三次访问。

练习题

在一个段页式存储管理系统，页面大小为1024字节。在一个进程中，它的段表、页表如下所示，求逻辑地址为（1，2099）对应的物理地址。

|--------|----------|---|--------|----------|---|--------|----------|---|--------|----------|
| 段表 ( 第 2 块 ) || | 段内页表 ( 第 76 块 ) || | 段内页表 ( 第 33 块 ) || | 段内页表 ( 第 52 块 ) ||
| 段号 | 页表首址 | | 页号 | 内存块号 | | 页号 | 内存块号 | | 页号 | 内存块号 |
| 0 | 76 | | 0 | 18 | | 0 | 65 | | 0 | 6 |
| 1 | 33 | | 1 | 22 | | 1 | 13 | | 1 | 98 |
| 2 | 52 | | 2 | 36 | | 2 | 40 | | 2 | 82 |

请求分段存储管理方式

请求分段中的硬件支持： 段表机制、缺段中断机构、地址变换机构

段表机制

• 段名、段长、基址：原有
• 存取方式：执行、只读、读/写
• 访问字段：一段时间内访问次数
• 修改字段：调入后是被修改过
• 存在位：是否已在内存
• 增补位：是否做过动态增长
• 外存地址：本段在外存的起始盘块号

缺段中断机构

• 一条指令可能发生多次缺段中断
• 整条指令只会在一个段内
• 整个数据只会在一个段内

地址变换机构

分段的共享与保护

共享段表

• 共享进程计数count：记录共享进程数，影响段回收操作
• 存取控制字段：记录访问权限，文件主、其他进程
• 段号：不同进程可以使用不同段号共享同一段

共享段的分配

1. 为共享段分配空间，调入共享段
2. 首个调用共享段的进程段表中填写记录
3. 在共享段表中增加一项，填写信息，
4. 设count为1
5. 若有其他进程调用共享段，无需再分配空间
6. 在调用进程段表中增加表项，填写共享段的物理地址
7. 在共享段表中填上调用进程的进程名、存取控制等，
8. count+1

共享段的回收

1. 当某进程不需要共享段
2. 删除该进程段表中对应共享的表项
3. 删除该进程在共享段表中的有关记录
4. count-1
5. 如果count为0，系统回收该共享段的物理内存，取消共享段表，此时已没有进程使用该段

共享段的特点

• 由第一个调用共享段的进程请求系统分配空间
• 由最后一个调用共享段的进程请求系统回收空间

分段保护

（1）越界检查

（2）存取控制检查：只读 、只执行、读/写

（3）环保护机构

• 程序可以访问驻留在相同环或较低特权环中的数据
• 程序可以调用驻留在相同环或较高特权环中的服务

（图中环2为较低特权环，环0为较高特权环）

虚拟存储器

常规存储器管理面临的问题

• 单个作业很大，要求的内存超过总容量
• 大量作业要求进入，要求总量超过总容量，使得并发数量受限制

常规存储器管理方式的特征

• 一次性：内存浪费，每个作业都是一次性全部装入内存
• 驻留性：占用资源，不使用部分长期占用内存

局部性原理

• 程序执行时， 除了少部分的转移和过程调用指令外， 在大多数情况下仍是顺序执行的
• 过程调用将会使程序的执行轨迹由一部分区域转至另一部分区域， 但经研究看出，过程调用的深度在大多数情况下都不超过5
• 程序中存在许多循环结构， 这些虽然只由少数指令构成， 但是它们将多次执行
• 程序中还包括许多对数据结构的处理， 如对数组进行操作， 它们往往都局限于很小的范围内

局限性

**时间局限性：**如果程序中的某条指令一旦执行， 则不久以后该指令可能再次执行；如果某数据被访问过， 则不久以后该数据可能再次被访问。 时间局限性的典型是在程序中存在着大量的循环操作。

空间局限性： 一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也将被访问，即程序在一段时间内所访问的地址，可能集中在一定的范围之内 典型情况便是程序的顺序执行**。**

虚拟存储器定义

所谓虚拟存储器， 是指具有请求调入功能和置换功能， 能从逻辑上对内存容量加以扩充的一种存储器系统

• 其逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定
• 其运行速度接近于内存速度
• 成本接近于外存

虚拟存储器的虚拟特性

• 对内存空间的虚拟，将大容量的外存（交换区）作为内存管理
• 对进程地址空间进行虚拟，允许进程有几乎无限大的地址空间

虚拟存储器的实现

分页请求系统

• 在基本分页系统上增加请求调页功能和页面置换功能
• 发生缺页就请求调页
• 内存不足，就换出暂时不运行的页面
• 硬件支持：页表机制、缺页中断、地址变换

请求分段系统

• 在基本分段系统上增加请求调段功能和分段置换功能
• 调入即将运行的段和换出暂不运行的段
• 硬件支持：段表机制、缺段中断、地址变换

虚拟存储器的特征

• 多次性：一个进程被分为多次调入内存运行
• 对换性：允许进程在运行过程中换入、换出
• 虚拟性：从逻辑上扩充内存容量

请求分页存储管理方式

请求分页中的硬件支持：页表机制、缺页中断机构、地址变换机构

页表机制

纯分页的页表机制上增加若干项

• 状态位：指示本页是否已经调入内存
• 访问字段：记录本页在一段时间内访问的次数
• 修改位：本页在调入内存后是否被修改过
• 外存地址：本页在外存中的物理位置，一般是物理块号

|--------|----------|---------------|----------------|---------------|----------|
| 页号 | 物理块号 | 状态位 P | 访问字段 A | 修改位 M | 外存地址 |

缺页中断机构

当要访问的页面不在内存便产生缺页中断，以请求OS将所缺的页调入内存。

缺页中断与一般中断的共同点：

• 保存CPU现场
• 分析中断原因
• 缺页中断处理
• 恢复CPU现场

缺页中断与一般中断的区别：

• 缺页中断可能发生在指令执行过程中
• 一条指令执行期间，可能发生多次缺页中断，最多可达6次

地址变换

地址变换过程

1. 将逻辑地址划分为页号和页内地址
2. 页号的越界检查
3. 从快表查找块号
4. 若找到，合并块号和块内地址得物理地址，修改访问位，若是写操作，设修改位为1
5. 若找不到，查页表
6. 若页面已在内存，将页号与块号调入快表，跳到步骤4
7. 若页面不在内存，调用缺页中断，跳到步骤6

内存分配策略和分配算法

由于每个进程都不是一次性完全装入内存，而且内存的物理块数量有限，因此需要确定每个进程的物理块分配

• 最小物理块数的确定
• 物理块的分配策略
• 物理块的分配算法

最小物理块数的确定

• 是指能保证进程正常运行所需的物理块最少数量
• 取决于指令的格式、 功能和寻址方式
• 单地址指令+直接寻址，最少物理块数为2。一块存放指令，一块存放数据

基础款：单地址指令 + 直接寻址 (最少需要 2 块)

• 单地址指令： 一条指令主要做一件事（比如 ADD R1, [A]， 意思是把内存地址 A 处的值加到寄存器 R1 上）。

• 直接寻址： 指令里直接写了操作数在内存中的具体地址 A。

• 为什么需要 2 块？

  • 块 1： 存放指令本身 。CPU 必须先把这条 ADD 指令从内存读出来，才知道要做什么。

  • 块 2： 存放操作数 。CPU 执行 ADD 时，需要去地址 A 把那个数读出来（或者写回去）。地址 A 指向的内存单元必须在这个块里。

• 关键点： 指令执行过程中，CPU 会先后访问两个不同的内存位置（指令地址、操作数地址）。这两个位置很可能在不同的页面，所以最少需要 2 个物理块来装这两个页面，保证指令能完整执行完。

• 系统支持间接寻址时，则至少要求有3个物理块

升级款：系统支持间接寻址 (最少需要 3 块)

• 间接寻址： 指令里的地址 A 不是操作数本身的位置，而是存放操作数真实地址的地址 ！有点像"指针的指针"。比如指令是 LOAD R1, @B，@ 表示间接寻址。意思是：

  1. 先去地址 B 取出一个值，假设这个值是 C。

  2. 然后 C 才是操作数真正的内存地址。

  3. 最后去地址 C 把操作数加载到 R1。

• 为什么需要 3 块？

  • 块 1： 存放指令本身 (LOAD R1, @B)。

  • 块 2： 存放第一级地址 B 。CPU 执行指令时，需要先访问 B 去取里面的内容 C。B 指向的内存单元在这个块里。

  • 块 3： 存放操作数本身 。地址 C (从 B 处取出的值) 指向的内存单元，里面放着最终要加载到 R1 的操作数。

• ⚡️ 关键点： 执行一条间接寻址指令，CPU 需要访问三个不同的内存位置 （指令位置、一级地址位置 B、最终操作数位置 C）。这三个位置最坏情况会分布在三个不同的页面，所以最少需要 3 个物理块

• 若多字节指令，指令本身跨两个页面，源地址和目标地址也可能跨两个页面，共涉及6个页面

复杂款：多字节指令 + 跨页操作数 (理论最坏情况需要 6 块)

• 背景： 指令本身可能比较长（多字节），操作数（源数据、目标地址）也可能是很长的数据（比如一个大结构体、一个长字符串）。

• 跨页问题： 内存是按固定大小的页面划分的。一个指令或一个操作数，如果它跨越了两个页面的边界 存放，那么访问它就需要读取两个页面。

• 最坏情况分析 (为什么可能是 6 块)：

  • 指令本身跨页 (需要 2 块)： CPU 取指令时，指令的头几个字节在页面 X 的末尾，剩下的字节在页面 Y 的开头。必须把页面 X 和 Y 都装入内存，CPU 才能完整读到这条指令。

  • 源操作数跨页 (需要 2 块)： 指令要读取的数据（源操作数）也可能横跨两个页面（比如页面 Z 末尾和页面 W 开头）。需要把页面 Z 和 W 都装入内存才能读到完整数据。

  • 目标操作数跨页 (需要 2 块)： 指令要写入结果的地方（目标操作数）同样可能横跨两个页面（比如页面 U 末尾和页面 V 开头）。需要把页面 U 和 V 都装入内存才能写入完整结果。

• 6 块怎么来的？ 指令跨页(2块) + 源操作数跨页(2块) + 目标操作数跨页(2块) = 6 块。

物理块的三种分配策略

• 固定分配局部置换 ：每个进程的物理块数量固定，每次页面置换都在进程自身的物理块中进行
• 可变分配全局置换：OS保留一定的空闲物理块，根据进程需要动态分配。若无空闲物理块，页面置换选择任一进程的物理块，由算法决定
• 可变分配局部置换：分配同上，页面置换在进程自身的物理块中进行

分配策略的评价指标：并发进程数、缺页率

• 并发进程数越多
• 每个进程的缺页率越低

物理块分配算法

（1）平均分配：所有空闲物理块平均分配给各个进程

例系统有100个物理块，有5个进程在运行时，每个进程可分得20个物理块 若其中一个进程大小为200页，只分配20个块，则缺页率很高 若一个进程只有10页，则有10个物理块闲置未用.

（2）按比例分配：根据进程大小按比例分配物理块

• n个进程，每个进程的页面数为Si
• 可用物理块总数为m
• 每个进程所能分到的物理块数为bi
• bi取整且必须大于最小物理块数

（3）按优先权分配：对重要的、紧迫的作业分配较多的空间

将空闲物理块分成两部分：一部分按比例地分配给各进程；另一部分则根据各进程的优先权，适当地增加其相应份额

练习题

例如A\B\C\D四个进程，分别需要100、200、300、400个物理块，现有500个物理块，则平均分配、比例分配和优先分配的结果

调页策略

何时调入页面

• 预调入页策略：发生缺页时，一次性调入多个相邻页
• 请求调页策略：发生缺页时，只调入缺页

何处调入页面

外存分为文件区和对换区，对换区采用连续分配，文件区采用离散分配，对换区的磁盘I/O速度比文件区高

• 全部从对换区调入，要求进程运行前将所有文件从文件区拷贝到对换区
• 先从文件区调入；若页面被修改则换出时放入对换区，以后从对换区调入；未修改页面下次仍从文件区调入
• 未运行页面从文件区调入；运行过且被换出的页面从对换区调入

页面调入过程

1. 若访问页面未在内存，向CPU发出一缺页中断
2. 中断处理程序首先保留CPU环境，分析中断原因，转入缺页中断处理程序。
3. 缺页中断处理程序查找页表，得到该页在外存的物理块号
4. 若内存能容纳新页，则启动磁盘I/O将缺页调入内存
5. 若内存已满，按照某种置换算法选出一页准备换出；如果该页未修改，该页不必写回磁盘；若该页已被修改， 则必须写回磁盘，调到步骤4
6. 修改页表，置存在位为1，并将此页表项写入快表中
7. 利用修改后的页表， 形成要访问数据的物理地址，读取内存数据

页面置换算法

页面置换算法的设计目标

• 具有较低的页面更换频率------低缺页率
• 找出以后不再访问的页面或者较长时间不再使用的页面

算法种类：最佳置换算法、先进先出算法、LRU算法、Clock算法、其他算法

最佳置换算法

• 选择的页面：不再访问的或者较长时间不再使用
• 优点：保证最低的缺页率
• 缺点：不可能真正实现，只作为其他算法评价参考
• 特点："往后看"，看未来，理论上的算法，不可行

先进先出(FIFO)页面置换算法

• 淘汰最先进入内存的页面，即选择内存驻留时间最长的
• 需要使用指针标识停留最久的位置
• 优点：算法简单；缺点：性能不佳 特点：
• 只看"进入顺序"

最近最久未使用(LRU)置换算法

• 选择最近最久未使用的页面
• 增加访问字段记录各个页面未被访问的周期数
• 优点：性能较好；缺点：需要较多硬件支持
• 特点： "向前看"，看过去的使用情况

LRU置换算法需要硬件支持

LRU硬件要解决的问题

• 进程各个页面有多久未被访问
• 如何快速找到最近最久未使用的页面

LRU硬件：移位寄存器、堆栈

• 移位寄存器： 每个寄存器记录进程在内存中每页的使用情况
• 数据格式： R=Rn-1Rn-2Rn-3 ... R2R1R0
• 页面被访问一次，最高位Rn-1置1，每隔一定时间，寄存器右移一位
• R值最小的页面是被置换页面

移位寄存器

记录进程在内存中每页的使用情况

堆栈

• 采用特殊的栈来保存当前使用的各个页面号
• 栈顶保留的是最新被访问的页
• 栈底保留的是最久未被访问的页，即置换目标

练习题

在一个请求分页系统中，假定系统分配给一个进程的内存块数为3，进程的页面走向为1、3、1、2、4、2、1、4、5、3、1、2。若采用最近最久未使用置换算法（LRU），请画图表示页面置换过程并计算缺页次数。 假定开始时物理块全为空，每次调入页面都作为一次缺页处理

简单的Clock置换算法

• LRU算法的近似算法，也称为最近未用算法。
• 为每页设置一访问位，当被访问则设置为1，未访问为0。

改进型Clock置换算法

每个页面有访问位A和修改位M

两个位组合成四种类型页面

1. A=0, M=0：最近未被访问，又未被修改，最佳淘汰页
2. A=0, M=1：最近未被访问，但已被修改页。
3. A=1, M=0：最近已被访问， 但未被修改。
4. A=1, M=1：最近已被访问且被修改，最不应淘汰页。

改进型Clock的执行过程

1. 从当前指针位置开始扫描循环队列，寻找第1类页面，不改变访问位A，将遇到的第一个这类页面作为淘汰页
2. 第一步查找失败，寻找第2类页面，将遇到的第一个这类页面作为淘汰页。在扫描期间，所有扫描过的页面的访问位A都置0。 所有3类页面变成1类页面，4类页面变成2类页面。（访问位A改为1）
3. 第二步失败，重复第一步
4. 如果仍失败，再重复第二步，此时就一定能找到被淘汰的页。

优点：减少了磁盘的I/O操作次数

缺点：可能需要几轮扫描，增加了系统开销

特点：使用两个指标判断，访问位+修改位

练习题

在一个请求分页系统中，已知某进程有4页在内存，页码依次为12，23，31，48，其A、M位分别为（1，1）、（1，0）、（1，0）、（1，1），若采用改进型Clock置换算法，选择哪页淘汰？选择完成后，四个页的A、M位分别为多少？

其它置换算法

最少使用(LFU： Least Frequently Used)置换算法

对每个页面设置一个字段（移位寄存器），用来记录页面被访问的频率

页面缓冲算法

• 采用可变分配和局部置换方式
• 当一个进程换进换出频率很低时，选择页面淘汰，以备其他进程使用
• 被淘汰页面若发生修改，放入已修改链表，否则放入空闲链表
• 修改链表的页面积累一定数量，一次性写回硬盘

第五章 设备管理

I/O 系统

设备管理对象：I/O设备

必要性：设备种类繁多、物理特性多样、控制复杂、与主机速度不匹配

基本任务：完成I/O请求，提高I/O速率，提高I/O设备利用率

主要功能：缓冲区管理、设备分配、设备处理、虚拟设备、实现设备独立性

I/O设备种类

（1）按传输速率分类

低速设备，速率1KB/s以下，典型设备有键盘、 鼠标器、语音的输入和输出等设备

中速设备，速率1KB---100KB/s，典型设备有行式打印机、激光打印机

高速设备，速率100KB/s以上，甚至几十兆字节， 典型设备有磁带机、 磁盘机、 光盘机等

（2）按信息交换单位分类

块设备，Block Device，用于存储信息，以数据块为单位，属于有结构设备。典型设备是磁盘

• 特征是传输速率较高，通常每秒钟为几兆位
• 另一特征是可寻址，即对它可随机地读/写任一块
• 磁盘设备的I/O常采用DMA方式。

字符设备，Character Device，用于数据的输入和输出 单位是字符， 故称为字符设备。无结构的数据I/O

• 特征是传输速率低
• 另一特征是不可寻址
• 常采用中断驱动

（3）按共享属性分类

独占设备：一段时间内只允许一个用户使用

共享设备：可同时允许多个用户使用，并发

虚拟设备：采用软硬件技术将一台物理设备变为多个逻辑设备

设备控制器

• 一个计算机实体
• CPU与I/O设备的接口
• 控制多个I/O设备
• 实现I/O设备与主机的数据交换
• 可编址设备，通过I/O地址识别不同的设备

I/O通道

I/O通道是一种特殊的处理机

• 具有执行I/O指令的能力
• 通过执行通道(I/O)程序控制I/O操作
• 指令类型单一，主要限于与I/O操作有关的指令
• 没有自己的内存，通道程序放在主机内存中

通道类型：

• 字节多路通道
• 数组选择通道
• 数组多路通道

I/O通道的瓶颈

存储器
│
├── 通道1 ── 控制器1 ── 设备1、设备2  
│         └─ 控制器2 ── 设备3、设备4  
│  
└── 通道2 ── 控制器3 ── 设备5、设备6  
          └─ 控制器4 ── 设备7

• 每个通道（通道1和通道2）都连接两个控制器，控制器下还有多个设备，这样每个通道的负载较高。

• 多个控制器并发传输数据时，通道带宽有限，可能导致通道竞争和传输延迟，出现拥塞。

• 控制器1和控制器2共享通道1；控制器3和控制器4共享通道2。

• 如果多个设备同时发起IO请求，控制器也会成为瓶颈，尤其是当控制器没有足够的并发处理能力时。

多通路I/O系统

如一个存储器连接两个通道，通道1连接控制器1和控制器2，通道2也连接控制器1和控制器2，而2个控制器都连了4个I/O设备。

存储器                  
│                       
├── 通道1 ── 控制器1 ── 设备1 
│         |         ├─ 设备2
│         |         ├─ 设备3
└── 通道2 ── 控制器2 ── 设备4

一条通路包括：通道------控制器------I/O设备

• 一条通道或一个控制器发生故障，系统仍可通过另一条路径访问I/O设备，不会造成服务中断。

• 系统可以将I/O请求分布到不同路径上，实现负载均衡。

• 如果操作系统和硬件支持路径并行访问，可提升总I/O吞吐量。

总线系统

现代总线设计：存储总线（北桥）+ I/O总线（南桥）

北桥 负责高速设备（CPU、内存、显卡）的通信，
南桥负责低速设备（硬盘、USB、音频、网络等）的通信。

| 总线类型 | 描述 | 属于哪个桥 |
| 系统总线 | CPU ↔ 内存 | 北桥 |
| AGP/PCIe总线 | CPU ↔ 显卡 | 北桥 |
| I/O总线 | 外设（硬盘、USB等） ↔ CPU | 南桥 |

ISA/LPC总线	传统低速外设（BIOS、超级I/O）	南桥

I/O控制方式

（1）I/O通道控制方式

• 以一组数据块的读/写作为控制和管理单位
• 实现CPU、通道和I/O设备三者的并行操作
• CPU需向I/O通道发送指令，给出要执行的通道程序的首址和要访问的I/O设备
• 通道执行 通道程序，完成CPU指定的I/O任务

（2）程序I/O方式

（3）中断驱动I/O控制方式

（4）直接存储器访问DMA I/O控制方式

---

缓冲管理

缓冲的引入

• 缓和CPU与I/O设备间速度不匹配的矛盾
• 减少对CPU的中断频率， 放宽对CPU中断响应时间的限制
• 提高CPU和I/O设备之间的并行性

单缓冲

运行周期：Max(C, T) + M

单缓冲系统的处理过程分为三个步骤（顺序执行）：

1. I/O 设备 → 缓冲区 ：数据从设备读取，放入缓冲区，时间为 T。

2. 用户进程处理缓冲区数据 ：即用户程序工作，处理缓冲区数据，时间为 C。

3. 缓冲区 → 用户工作区 ：将缓冲区的数据拷贝到用户工作区，时间为 M。

第一阶段：Max(C, T) ------ 并发部分的"瓶颈时间"

• 系统可以边I/O读入（T）边用户处理数据（C），但只能等待两者中较慢的那一个完成。

  • 如果 C > T，那么得等用户处理完。

  • 如果 T > C，那么得等数据传输完。

• 所以这一阶段的耗时为 Max(C, T)。

举例：

• 如果 T = 5ms，C = 3ms → 等待T = 5ms；

• 如果 T = 2ms，C = 4ms → 等待C = 4ms。

第二阶段：M ------ 必须串行的数据拷贝

• 用户必须等数据从缓冲区复制到工作区；

• 这个过程不能并行，只能在第一阶段完成之后进行；

• 所以 这个 M 是强制串行追加的时间。

双缓冲

运行周期：Max(C+M, T)

• C+M<T：主机速度快，主机等待，磁盘连续输入
• C+M>T：磁盘速度快，磁盘等待，主机连续运行

相比单缓冲，双缓冲的核心在于两个缓冲区交替工作，允许真正的"并行"：

• 一个缓冲区用于 I/O设备向其中写入数据（T）；

• 另一个缓冲区中的数据被 主机读取和处理（C + M）；

• 两个过程可以同时进行（并行）

循环缓冲

三类缓冲区：空白、装满、执行

• 空白：缓冲区尚未写入数据，可写
• 装满：已写入数据，等待被处理
• 执行：正在被主机处理中的缓冲区

三个指针：指向三类缓冲区，Nexti, Nextg, current

• Nexti：指向下一个可用于输入（写入）的空白缓冲区
• Nextg：指向下一个可用于获取（读取）的已填满缓冲区
• current：指向当前正在处理的缓冲区（执行中）

两个进程： 读/写数据Getbuf；修改状态Releasebuf

• 写入进程（I/O 设备）：

  • 使用 Getbuf() 来找一个空白缓冲区；

  • 写入数据后调用 Releasebuf() 把状态设为"装满"。

• 读取进程（主机/CPU）：

  • 使用 Getbuf() 找一个"装满"的缓冲区来读取；

  • 读完后调用 Releasebuf() 把状态改回"空白"。

进程同步控制：

（1）Nexti赶上Nextg

• 写入进程写得太快，还没被读取进程读取；

• 此时 Nexti 追上了 Nextg，意味着所有缓冲区都处于"装满"状态。

• 写入进程必须 等待；

• 一直到读取进程释放了至少一个缓冲区（变为空白），才能继续写。

（2）Nextg赶上Nexti

• 读取进程读得太快，还没来得及写入新数据；

• 此时 Nextg 追上了 Nexti，意味着所有缓冲区都处于"空白"状态。

• 读取进程必须 等待；

• 一直到写入进程填充了至少一个缓冲区（变为装满），才能继续读。

缓冲池(Buffer Pool)

三种缓冲区：空闲、输入数据、输出数据

空闲：缓冲区内容无效，可分配使用

输入数据：缓冲区中已经有来自外设的新数据，等待处理

输出数据：缓冲区中装有主机准备好、等待发送给外设的数据

三个队列：空缓冲队列、输入队列、输出队列

四种工作方式：收容输入、提取输入、收容输出、提取输出

收容输入：外设将数据写入一个空闲缓冲区后，该缓冲区被放入"输入队列"中

提取输入：主机从"输入队列"中取出一个缓冲区的数据进行处理

收容输出：主机将要发送的数据写入空闲缓冲区，然后将该缓冲区放入"输出队列"

提取输出：外设从"输出队列"中取出数据并完成发送后，将缓冲区还回"空缓冲队列"

I/O 软件

I/O软件总体目标

• 确保I/O设备与CPU并发，提高资源利用率
• 提供简单抽象、清晰、统一接口，统一标准，规范操作

I/O软件的设计目标和原则

• 与具体设备无关
• 统一命名
• 对错误的处理
• 缓冲技术
• 设备的分配和释放
• I/O控制方式

目前在I/O软件中已普遍采用了层次式结构

通常把I/O 软件组织成四个层次：

• 用户层软件
• 设备独立性软件
• 设备驱动程序
• 中断处理程序

设备分配

数据结构：设备控制表 (DCT)

控制器控制表COCT、通道控制表CHCT、系统设备表SDT

SPOOLing技术

该技术是对脱机输入、输出系统的模拟 ，必须建立在具有多道程序功能的操作系统上，还有高速随机外存的支持，通常采用磁盘存储技术

（脱机的意思：外围设备的操作不需要主机参与，主机与设备"脱离"，各自独立运行。）

核心思想：使用磁盘（高速外存）作为中间缓冲站，实现外围设备操作和主机操作的解耦，从而让输入/输出操作与程序执行"并行"。

SPOOLing系统

SPOOLing系统的特点

• 提高了I/O的速度
• 将独占设备改造为共享设备：在输入井或输出井中为进程分配一个存储区和建立一张I/O请求表
• 实现了虚拟设备功能：多个进程同时使用一台独占设备，但每个进程都会认为自己独占一个设备，只是该设备是逻辑上的设备

磁盘存储器管理

磁盘结构

磁盘的组成

磁盘由多个盘片组成

每个盘片分两个盘面

每个盘面分若干个磁道（同心圆）

每个磁道分若干个扇区

磁盘的寻址

磁头（盘面）------柱面（磁道）------扇区

磁头Head：第几个盘片的正面或背面

柱面Cylinder：第几个磁道

扇区Sector：磁道上的分区号

扇区数据结构

磁盘类型

固定 头磁盘，每条磁道都有一读/写磁头 ，所有的磁头装在一刚性磁臂中。磁头并行读/写，I/O速度快 ，用于大容量磁盘

移动 头磁盘，每个盘面仅配有一个磁头 ，磁头能移动进行寻道。/O速度较慢 ，结构简单，广泛应用于中小型磁盘设备

磁盘访问时间

寻道时间Ts：磁头移动到指定磁道上的时间

• 启动磁臂时间s与磁头移动n条磁道花费的时间之和 Ts=m×n+s
• m是常数，与磁盘驱动器的速度有关，一般磁盘m=0.2；高速磁盘，m≤0.1
• 磁臂的启动时间s约为2 ms
• 一般寻道时间5~30 ms

旋转延迟时间Tτ ：扇区移动到磁头下面的时间

• 5400转硬盘，即5400 r/min，每转需时11.1 ms，平均旋转延迟时间Tτ为5.55 ms
• 对于软盘，其旋转速度为300 r/min或600 r/min， 平均Tτ为50~100 ms

传输时间Tt：数据从磁盘读出或向磁盘写入数据

• 与每次所读/写的字节数b和旋转速度有关
• r为磁盘每秒钟的转数；N为一条磁道上的字节

每秒能传输的字节数为：传输速率 = r * N （单位：字节/秒）

传输b字节要多久：时间 = 数据量 / 传输速率

• 当一次读/写的字节数相当于半条磁道上的字节数时，总时间：

磁盘访问数据时，会经历三个阶段：

（1）寻道时间 Ts：

磁头从当前磁道移动到目标磁道。

（2）旋转延迟时间 Tr=1/(2r)：

虽然磁头到了目标轨道，但需要等扇区旋转过来，平均等半圈。

（3）传输时间 Tt=b/(rN)：

扇区到了，开始读写数据。数据读写的速率与每圈的字节数和速度有关。

提高磁盘I/O速度的方法

• 提升磁盘硬件性能
• 采用好的调度算法
• 设置磁盘高速缓冲区

磁盘调度

• 磁盘属于共享设备，允许多个进程访问，因此需要磁盘调度算法
• 磁盘调度算法目标是平均寻道时间Ts少

调度算法

先来先服务

FCFS(First-Come, First Served)

优点：简单，每个请求按照时间顺序来处理

缺点：平均寻道距离较大

最短寻道时间优先

最短寻道时间优先SSTF(Shortest Seek Time First)

优点：平均寻道时间较短

缺点： "饥饿"现象，即某些进程长期得不到访问； "磁臂粘着"现象，磁头可能长期停留在同一磁道

扫描

扫描算法， SCAN，又称为电梯调度算法

• 针对最短寻道优先的"饥饿"现象进行改进
• 最短寻道优先+磁头移动方向
• 依据磁头移动方向 访问当前磁道最近的目标磁道
• 优点：不会出现"饥饿"现象，平均寻道时间较短
• 缺点： "磁臂粘着"现象仍未解决；与当前磁道距离近但磁头移动反方向的磁道等待时间长

循环扫描

循环扫描算法， CSCAN

• 到达最外磁道后，返回最内磁道开始扫描算法
• 磁头移动方向固定不变，不会中途折返
• 优点：不会出现"饥饿"现象，平均寻道时间较短，最长等待时间比扫描算法少一半
• 缺点： "磁臂粘着"现象仍未解决，磁头可能长期停留在同一磁道

练习题

有一磁盘管理系统，磁道按内往外方向升序编号，假设当前等待访问磁盘的请求序列为：15、10、30、 150、 190、 80、 95、 40、 140、 20。当前磁头停在90号磁道服务，之前刚完成93号磁道的访问。请分别采用FCFS、SSTF、SCAN、CSCAN算法，求出各种算法的调度序列以及平均寻道距离。

N-Step-SCAN算法

N-Step-SCAN = "每 N 个请求为一组，逐组使用 SCAN 扫描"

• 为了解决 "磁臂粘着"现象

磁臂粘着（Arm Stickiness） 指的是：

当磁盘调度算法（如 SCAN）正在朝一个方向移动磁头时，新来的 I/O 请求总是插入到这个方向的请求队列中，结果磁臂总是在这段磁道范围来回移动，无法完成整个方向的扫描 ，导致其它方向的请求长时间得不到服务。

• 将请求序列划分为多个子序列，新请求只能进入后面的子序列，不能进入当前子序列，避免粘着现象

FSCAN算法

• N-Step-SCAN算法的简化版 只划分两个子序列，一个当前序列，一个后备序
• 当前处理队列是固定的，调度过程中不接受新请求；
• 新来的请求全部放入后备队列；
• 当前队列处理完后，再将后备队列作为新的当前队列，继续处理。

磁盘高速缓存（Disk Cache）

• 利用内存中的存储空间，来暂存从磁盘中读出的一系列盘块中的信息。
• 高速缓存是一组在逻辑上属于磁盘， 而物理上是驻留在内存中的盘块。

高速缓存在内存中的两种形式

• 内存中开辟单独的存储空间作为磁盘高速缓存，其大小是固定的，不受应用程序多少的影响
• 把所有未利用的内存空间变为一个缓冲池，供请求分页系统和磁盘高速缓存共享

提高磁盘速度的其它方法

• 提前读：根据局部性原理，将邻近的磁盘块提前读入内存，例如预调页策略
• 延迟写：修改过的页面不立刻写回磁盘，积累一定数量一次性写回，减少I/O操作次数
• 优化物理块分布：同一文件的物理快尽量集中
• 虚拟盘：利用内存空间或其他存储介质仿真磁盘，例如内存式硬盘和固态硬盘

RAID，磁盘冗余阵列

（1）RAID 0：双硬盘

数据分布在不同磁盘上，并行读写，读写速度快，一旦一个磁盘损坏，数据全部丢失

（2）RAID 1：磁盘镜像

数据重复保存在两个硬盘上，读写速度与单个硬盘相同，但是提供数据备份，安全级别高，磁盘空间浪费

（3）RAID 2-6：带校验

（4）RAID 7：一种新的RAID标准，自身带有智能化实时操作系统和用于存储管理的软件工具，可以看作是一种存储计算机（Storage Computer）

（5）RAID10， RAID53： RAID的组合

两块120GB的硬盘，将两块硬盘的前60GB组成120GB程序应用区，剩下两个60GB组成数据备份区：

• 前120G安装RAID 0，用于程序运行
• 后60G安装RAID 1，用于数据备份
• 前120G如果发生损坏，只需重新安装软件
• 后60G如果发生损坏，可以提供数据备份