第五章课后习题
1.（1）一次性，作业必须一次性的全部装入内存后方能开始运行。
（2）驻留性，作业被装入内存后，整个作业都一直驻留在内存中，其中任何部分都不会被换出，直至作业运行结束。
一次性和驻留性特征使得许多在程序运行中不用或暂时不用的程序（数据）占据了大量的内存空间，而一些需要运行的作业又无法装入运行中，浪费了宝贵的内存资源。
2.（1）时间局限性，如果程序中的某条指令被执行，则不久以后该指令可能再次被执行，如果某数据被访问，则不久之后该数据可能再次被访问。
（2）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。
3.（1）多次性。（2）对换性。（3）虚拟性。
最本质的特征是多次性和对换性。
4.分页请求系统的硬件支持：（1）请求分页的页表机制；（2）缺页中断机构；（3）地址变换机构；
请求分段系统的硬件支持：（1）请求分段的段表机制；（2）缺段中断机构；（3）地址变换机构。
5.分页请求系统和请求分段系统。
6.页表项有：页号，物理块号，状态位P，访问字段A，修改位M，外存地址。
（1）状态位（存在位）P：用于只是该页是否已调入内存，供程序访问时参考；
（2）访问字段A：用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本页最近已有多长时间未被访问，提供给置换算法在选择换出页面时参考；
（3）修改位M：标识该页在调入内存后是否被修改过；
（4）外存地址：用于指出该页在外存上的地址，通常是物理块号，供调入该页时参考。
7.区别：（1）在指令执行期间产生和处理中断信号。通常，CPU都是在一条指令执行完后才检查是否有中断请求到达。而缺页中断是在指令执行期间，若发现所要访问的的指令或数据不在内存时，便立即产生和处理缺页中断信号。
（2）一条指令在执行期间可能产生多次缺页中断。
8.在进行地址变换时，首先检索快表，试图从中找到所要访问的页。若找到，便修改页表项中的访问位，供置换算法选换出页面时参考。对于写指令，还须将修改位置成“1”，表示该页在调入内存后已被修改。然后利用页表项中给出的物理块号和页内地址形成物理地址。地址变换过程就此结束。
9.固定分配局部置换：所谓固定分配，是指为每个进程分配一组固定数目的物理块，在进程运行期间不再改变。所谓局部置换，时甚至如果进程在运行中发现缺页，则只能从
分配给该进程的n个页面中选出一页换出，然后再调入一页，以保证分配给该进程的内存空间不变。
可变分配全局置换：所谓可变分配，是指先为每个进程分配一定数目的物理块，在进程运行期间，可根据情况做适当的增加或减少。所谓全局置换，是指如果进程在运行中发现缺页，则将OS所保留的空闲物理块取出一块分配给该进程，或者以所有进程的全部物理快为标的，选择一块换出，然后将所缺之页调入。
10.（1）系统拥有足够的对换区空间，可以全部从对换区调入所需页面；
（2）系统缺少足够的对换区空间，凡是不会被修改的文件，都直接从文件区调入，对那些可能被修改的部分，在将它们换出时便须调到对换区，以后需要时再从对换区调入。
（3）UNIX方式。由于与进程有关的文件都放在文件区，故凡是未运行过的页面，都应从文件区调入。
11.当程序所要访问的页面未在内存时，便向CPU发出一缺页中断，中断处理程序首先保留CPU环境，分析中断原因后转入缺页中断处理程序。该程序通过查找页表得到该页在外存的物理块后，如果此时内存能容纳新页，则启动磁盘I/O，将所缺之页调入内存，然后修改页表。如果内存已满，则须先按照某种置换算法，从内存中选出一页准备换出，如果该页未被修改过，可不必将该页写回磁盘，但如果此页已被修改，则必须将它写会磁盘，然后再把所缺的页调入内存，并修改页表中的相应表项，置其存在位为“1”，并将此页表项写入快表中。
12．最佳置换算法，先进先出置换算法，最近最久未使用和最少使用置换算法，clock
置换算法，页面缓冲算法。
13.当物理块数为3时：缺页次数F为8，缺页率f为8/12=6.7
当物理块数为4时：缺页次数F为10，缺页率f为10/12=0.3
14.（1）寄存器；（2）栈
15.在改进型clock算法中，还增加了一个因素，置换代价。选择页面换出时，既要是未使用过的页面，又要是未被修改的页面。把同时满足这两个条件的页面作为首选淘汰的页面，由访问位A和修改位M可以组合成四种类型的页面。在进行页面置换时，可采用与简单clock算法相似的算法，其差别在于该算法须同时检查访问位与修改位，以确定该页是四类页项中的哪一种。
16.（1）页面置换算法；（2）写回磁盘的频率；（3）读入内存的频率
17.特点：（1）显著的降低了页面换进、换出的频率，使磁盘I/O的操作次数大为减少，因而减少了页面换进、换出的开销；
（2）正是由于换入换出的开销大幅度减小，才能使其采用一种较简单的置换策略，如先进先出算法，它不需要特殊硬件的支持，实现起来非常简单。
18.原因：同时在系统中运行的进程太多，由此分配给每一个进程物理块太少，不能满足进程正常运行的基本要求，致使每个进程在运行时，频繁的出现缺页，必须请求系统将所缺之页调入内存。这会使得在系统中排队等待页面调进/调出的进程数目增加。显然，对磁盘的有效访问时间也随之急剧增加，造成每个进程的大部分时间都用于页面的换进/换
出，而几乎不能再去做任何有效的工作，从而导致发生处理机的利用率急剧下降并趋于0的情况。
19.工作集：指在某段时间间隔Δ里，进程实际所要访问页面的集合。
原理：工作集w（t，Δ）是二元函数，即在不同时间t的工作集大小不同，所含的页面数也不同；工作集与窗口尺寸Δ有关，是窗口尺寸Δ的非降函数。
20.（1）采取局部置换策略；（2）把工作集算法融入到处理机调度中；（3）利用“L=S”准则调节缺页率；（4）选择暂停的进程
21.在“L=S”准则中，“L”是缺页之间的平均时间，“S”是平均缺页服务时间，即用于置换一个页面所需的时间，只有当L=S接近时，磁盘和处理机都可达到它们的最大利用率。
22.硬件支持有：段表机制、缺段中断机构、地址变换机构
23.段名（号）、段长、段起始地址、存取方式、访问字段A、修改位M、存在位P、增补位、外存地址
24.每当发现运行进程所要访问的段尚未调入内存时，便由段中断机构产生一缺段中断信号，进入OS后，由缺段中断处理程序将所需的段调入内存。与缺页中断机构类似，缺段中断机构同样需要在一条指令的执行期间产生和处理中断，以及在一条指令执行期间，可能产生多次缺段中断。
25.（1）共享进程计数count。记录有多少进程正在共享该分段；
（2）存取控制字段。为不同的进程赋予不同的存取权限；
（3）段号。不同的进程可以具有不同的段号，每个进程可用自己进程的段号去访问该共享段。
26.共享段的分配：对第一个请求使用该共享段的进程，由系统分配一物理区，再把共享段调入该区，同时将该区的始址填入请求进程的段表的相应项中，还须增加一表项，填写进程名、段号和存取控制等有关数据，把count置为1.当又有其他进程需要调用该共享段时，只需在调用进程的段表中增加一表项，填写该共享段的物理地址，增加一个表项，并填上段号，存取控制等，再执行count=count+1操作
共享段的回收：释放该段，包括撤销在该进程段中共享段所对应的表项，以及执行count=count-1操作。若结果为0，则须由系统回收该共享段的物理内存，以及取消在共享段中该段所对应的表项，表明此时已没有进程使用该段；否则，只是取消调用者进程在共享段表中的有关记录。
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