操作系统——磁盘存储器管理

第四章存储器管理第0节存储管理概述一、存储器的层次结构1、在现代计算机系统中，存储器是信息处理的来源与归宿，占据重要位置。

但是，在现有技术条件下，任何一种存储装置，都无法从速度、容量、是否需要电源维持等多方面，同时满足用户的需求。

实际上它们组成了一个速度由快到慢，容量由小到大的存储装置层次。

2、各种存储器•寄存器、高速缓存Cache：少量的、非常快速、昂贵、需要电源维持、CPU可直接访问；•内存RAM：若干(千)兆字节、中等速度、中等价格、需要电源维持、CPU可直接访问；•磁盘高速缓存：存在于主存中；•磁盘：数千兆或数万兆字节、低速、价廉、不需要电源维持、CPU 不可直接访问；由操作系统协调这些存储器的使用。

二、存储管理的目的1、尽可能地方便用户；提高主存储器的使用效率，使主存储器在成本、速度和规模之间获得较好的权衡。

(注意cpu和主存储器，这两类资源管理的区别)2、存储管理的主要功能：•地址重定位•主存空间的分配与回收•主存空间的保护和共享•主存空间的扩充三、逻辑地址与物理地址1、逻辑地址(相对地址，虚地址)：用户源程序经过编译/汇编、链接后，程序内每条指令、每个数据等信息，都会生成自己的地址。

●一个用户程序的所有逻辑地址组成这个程序的逻辑地址空间(也称地址空间)。

这个空间是以0为基址、线性或多维编址的。

2、物理地址(绝对地址，实地址)：是一个实际内存单元(字节)的地址。

●计算机内所有内存单元的物理地址组成系统的物理地址空间，它是从0开始的、是一维的；●将用户程序被装进内存，一个程序所占有的所有内存单元的物理地址组成该程序的物理地址空间(也称存储空间)。

四、地址映射(变换、重定位)当程序被装进内存时，通常每个信息的逻辑地址和它的物理地址是不一致的，需要把逻辑地址转换为对应的物理地址----地址映射；地址映射分静态和动态两种方式。

1、静态地址重定位是程序装入时集中一次进行的地址变换计算。

物理地址= 重定位的首地址+ 逻辑地址•优点：简单，不需要硬件支持；•缺点：一个作业必须占据连续的存储空间；装入内存的作业一般不再移动；不能实现虚拟存储。

第一章 存储器管理4.1 存储器的层次结构—存储器应容量大,便宜,速度跟上处理器4.1.1 多级存储器结构通常有三层,细分为六层,如图4-1, 越往上,速度越快,容量越小,价格越贵; 寄存器和主存又称可执行存储器,进程可直接用指令访问,辅存只能用I/O 访问;4.1.2 主存储器与寄存器1.主存储器---内存,保存进程运行时的程序和数据;CPU与外围设备交换的信息一般也依托于主存储器地址空间;为缓和访存速度远低于CPU 执行指令的速度,在计算机系统中引入了寄存器和高速缓存;2.寄存器---与CPU 协调工作,用于加速存储器的访问速度,如用寄存器存放操作数,或用地址寄存器加快地址转换速度等;4.1.3 高速缓存和磁盘缓存1.高速缓存---根据程序执行的局部性原理将主存中一些经常访问的信息程序、数据、指令等存放在高速缓存中,减少访问主存储器的次数,可大幅度提高程序执行速度;2.磁盘缓存---将频繁使用的一部分磁盘数据和信息,暂时存放在磁盘缓存中,可减少访问磁盘的次数;它依托于固定磁盘,提供对主存储器存储空间的扩充,即利用主存中的存储空间,来暂存从磁盘中读/写入的信息;4.2 程序的装入和链接多道程序运行,需先创建进程;而创建进程第一步是将程序和数据装入内存;将源程序变为可在内存中执行的程序,通常都要经过以下几个步骤：编译---若干个目标模块；链接---链接目标模块和库函数,形成装入模块；装入---图 4-2 对用户程序的处理步骤寄存器高速缓存主存磁盘缓存磁盘可移动存储介质CPU 寄存器主存辅存第一步第二步第三步内存4.2.1 程序的装入——无需连接的单目标模块装入理解装入方式1. 绝对装入方式Absolute Loading Mode ---只适用单道程序环境如果知道程序的内存位置,编译将产生绝对地址的目标代码,按照绝对地址将程序和数据装入内存;由于程序的逻辑地址与实际内存地址完全相同,故不须对程序和数据的地址进行修改;绝对地址：可在编译时给出或由程序员直接赋予;若由程序员直接给出,不利于程序或数据修改,因此,通常是在程序中采用符号地址,然后在编译或汇编时转换为绝对地址;2. 可重定位装入方式Relocation Loading Mode ---适于多道程序环境多道程序环境下,编译程序不能预知目标模块在内存的位置;目标模块的起始地址是0,其它地址也都是相对于0计算的;此时应采用可重定位装入方式,根据内存情况,将模块装入到内存的适当位置,如图4-3 作业装入内存时的情况 ;3.动态运行时装入方式Dynamic Run-time Loading ---适于多道程序环境可重定位装入方式并不允许程序运行时在内存中移动位置;但是,在运行过程中它在内存中的位置可能经常要改变,此时就应采用动态运行时装入方式;动态运行时的装入程序,在把装入模块装入内存后,并不立即把装入模块中的相对地址转换为绝对地址,而是把这种地址转换推迟到程序真正执行时才进行;因此,装入内存后的所有地址都仍是相对地址;问题：程序装入内存后修改地址的时机是什么4.3 连续分配方式4.3.3 动态分区分配——根据进程需要动态分配内存1. 分区分配中的数据结构1 空闲分区表—用若干表目记录每个空闲分区的分区序号、分区始址及分区的大小等数据项;2 空闲分区链--为实现对空闲分区的分配和链接,在每分区起始部分,设置前向指针,尾部则设置一后向指针;为检索方便,在分区前、后向指针中,重复设置状态位和分区大小表目;当分0内存空间区被分配后,把状态位由“0”改为“1”时,前、后向指针失去意义;图 4-5 空闲链结构2. 分区分配算法P1231首次适应算法first-fit —空闲分区链以地址递增次序链接 每次按分区链的次序从头查找,找到符合要求的第一个分区;2 循环首次适应算法—FF 算法的变种从上次找到的空闲分区位置开始循环查找,找到后,修改起始查找指针; 3 最佳适应算法—空闲分区按容量从小到大排序 把能满足要求的、最小的空闲分区分配给作业 4 最坏适应算法——空闲分区按容量从大到小排序 挑选最大的空闲区分给作业使用；5) 快速适应算法—根据容量大小设立多个空闲分区链表3. 分区分配操作1.分配内存请求分区u.size; 空闲分区m.size; m.size-u.size ≤size,说明多余部分太小, 不再切割,将整个分区分配给请求者；否则从该分区中划分一块请求大小的内存空间,余下部分仍留在空闲分区链;如图4-6 内存分配流程;2.回收内存1 回收区与插入点的前一空闲分区F1相邻：合并,修改F1大小;2 回收区与后一空闲分区F2相邻：合并,修改首地址和大小;3 回收区同时与前、后两个分区邻接：合并,修改F1大小,取消F2;4 回收区不邻接：新建表项,填写首地址和大小,并插入链表;如图前向指针N ＋20N 个字节可用后向指针N ＋2图 4-6 内存分配流程4.3.6 可重定位分区分配1．动态重定位的引入例：在内存中有四个互不邻接的小分区,容量分别为10KB 、30KB 、14KB 和26KB;若现有一作业要获得40KB 的内存空间,因连续空间不足作业无法装入;可采用的一种解决方法是：通过移动内存中作业的位置,以把原来多个分散的小分区拼接成一个大分区的方法,称为“拼接”或“紧凑;由于用户程序在内存中位置的变化,在每次“紧凑”后,都必须对移动了的程序或数据进行重定位;图 4-8 紧凑的示意4.3.7 对换即中级调度1. 对换Swapping 的引入(a ) 紧凑前(b ) 紧凑后“活动阻塞”进程占用内存空间；外存上的就绪作业不能进入内存运行;所谓“对换”,是指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所需要的程序和数据,调入内存;对换是提高内存利用率的有效措施;根据对换单位可分为：进程对换、页面对换和分段对换;为了能实现对换,系统应具备以下三方面功能：对换空间的管理、进程的换出与换入2. 进程的换出与换入1进程的换出选择阻塞且优先级最低的进程,将它的程序和数据传送到磁盘对换区上;回收该进程所占用的内存空间,并对该进程的进程控制块做相应的修改;2进程的换入找出“就绪” 但已换出到磁盘上时间最久的进程作为换入进程,将之换入,直至已无可换入的进程;4.4 基本分页存储管理方式前面的连续分配方案会形成许多“碎片”,“紧凑”方法可以解决碎片但开销大;是否允许进程离散装入 离散单位不同,称分页式存储和分段式存储;不具备对换功能称为“基本分页式”,支持虚拟存储器功能称为“请求基本分页式”;4.4.1 页面与页表1. 页面1 页面和物理块---将进程的逻辑地址空间分成若干个大小相等的片,称为页面,并为各页编号;相应地把内存空间分成与页面相同大小的若干个存储块,称为物理块,也同样编号;分配时,将进程中的页装入到物理块中,最后一页经常装不满一块而形成 “页内碎片”;2 页面大小---页面的大小应选择适中;页面太小,内存碎片减小,利用率高；但页表过长,占大量内存;页面较大,页表长度小；但页内碎片大;因此,页面的大小应选择得适中,且页面大小应是2的幂,通常为512 B~8 KB;2. 地址结构分页地址中的地址结构如下：31 12 11 0它含有两部分：页号P12～31位,最多有1M 页和页内位移量W0～11位,每页的大小4KB ； 对某特定机器,其地址结构是一定的;若给定一个逻辑地址空间中的地址为A,页面的大小为L,则页号P 和页内地址d 可按下式求得：MODL A d L A INT P ][=⎥⎦⎤⎢⎣⎡=3. 页表---实现从页号到物理块号的地址映射用户程序0 页1 页2 页3 页4 页5 页…n 页页表内存4.4.2 地址变换机构任务：将逻辑地址转换为物理地址；页内地址变换:因页内地址与物理地址一一对应, 可直接转换；页号变换：页表可实现从逻辑地址中页号到内存中物理块号的变换； 1．基本的地址变换机构a. 页表功能可由一组专门的寄存器实现原理；b. 页表大多驻留内存,系统中只设置一页表寄存器来存放页表在内存的始址和页表长度实际操作；c. 进程未执行时,页表始址和长度存放在PCB 中;执行时才将这两个数据装入页表寄存器中过程;图 4-12 分页系统的地址变换机构2. 具有快表的地址变换机构a. 仅用页表寄存器时,CPU 每存取一数据要两次访问内存页表-地址变换-数据；b. 为提高地址变换速度,可在地址变换机构中增设一具有并行查寻能力的特殊高速缓冲寄存器用以存放当前访问的那些页表项,称为“快表”;c. ->在CPU 给出逻辑地址,将页号P 送入快表 ->页号匹配,读物理块号后送物理地址寄存器->无匹配页号,再访问内存中页表,把从页表项中读出的物理块号送地址寄存器；同时,再将此页表项存入到快表中;->如快表已满,则OS 须找到一换出页表项换出; 为什么增加“快表”为了提高地址变换速度,可在地址变换机构中增设一个具有并行查寻能力的特殊高速缓冲寄存器,又称为“联想寄存器”Associative Memory,或称为“快表 “快表”有何缺点越界中断图 4-13 具有快表的地址变换机构4.5 基本分段存储管理方式4.5.1 分段存储管理方式的引入为什么引入推动内存从固定分配到动态分配直到分页存储,主要动力是内存利用率,而引入分段存储管理方式,主要是为了满足用户和程序员的下述一系列需要：1方便编程---把作业按逻辑关系划分为若干段,每段有自己的名字和长度,并从0开始编址;LOAD 1,A|<D>; STORE 1,B|<C>2 信息共享---段是信息的逻辑单位;为实现共享,存储管理应与用户程序分段的组织方式相适应;3 信息保护---对信息的逻辑单位进行保护,应分段管理;4 动态增长---分段存储能解决数据段使用过程中动态增长;5 动态链接---运行过程中动态调入以段为单位的目标程序;4.5.2 分段系统的基本原理1. 分段作业划分为若干段,如图4-16,每个段用段号来代替段名,地址空间连续;段的长度由逻辑信息长度决定,因而各段长度不等;其逻辑地址由段号段名和段内地址所组成,结构如下： 31 16 15 0该地址结构中,允许一个作业最多有64K 个段,每个段的最大长度为64KB;编译程序能自页表寄存器逻辑地址L 物理地址动根据源程序产生若干个段;2.段表,其中每段占一个表项,中;图4-16 利用段表实现地址映射3.分页和分段的主要区别1 页是信息的物理单位,分页是为提高内存的利用率,是为满足系统管理的需要;段则是信息的逻辑单位,分段是为了能更好地满足用户的需要;2 页的大小固定且分页由系统硬件实现；而段的长度不固定,通常由编译程序根据信息的性质来划分;3 分页的作业地址空间是一维的,程序只需一个地址记忆符；而分段的作业地址空间是二维的,程序员既需给出段名,又需给出段内地址;4.5.3 信息共享可重入代码纯代码:允许多个进程同时访问的代码;绝对不允许可重入代码在执行中改变,因此,不允许任何进程修改它;4.5.4 段页式存储管理方式1.基本原理---,,,4KB;作业空间内存空间子程序段数据段(a)段号(S)段内页号(P)页内地址(W)(b)主程序段图4-21 利用段表和页表实现地址映射4.6 虚拟存储器的基本概念前面各种存储器管理方式共同点：它们要求将一个作业全部装入内存后方能运行,于是出现了下面这样两种情况：1 有的作业很大,其所要求的内存空间超过了内存总容量,作业不能全部被装入内存,致使该作业无法运行;2 有大量作业要求运行,但由于内存容量不足以容纳所有这些作业,只能将少数作业装入内存让它们先运行,而将其它大量的作业留在外存上等待;4.5.1 虚拟存储器的引入1.常规存储器管理方式的特征1 一次性;将作业全部装入内存后方能运行,此外有许多作业在每次运行时,并非其全部程序和数据都要用到;一次性装入,造成了对内存空间的浪费;2 驻留性;作业装入内存后一直驻留,直至运行结束;尽管因故等待或很少运行,都仍将继续占用宝贵的内存资源;现在要研究的问题是：一次性及驻留性在程序运行时是否必需;2.局部性原理早在1968年, Denning.P就曾指出：1 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;2 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;3 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;4 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;局限性主要表现在下述两个方面：1 时间局限性－由于循环操作的存在;如果程序中的指令或数据一旦执行,则不久以后可能再次访问;2 空间局限性－由于程序的顺序执行;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. 虚拟存储器定义---基于局部性原理程序运行前,仅须将要运行的少数页面或段装入内存便可启动,运行时,如果需要访问的页段尚未调入内存缺页或缺段,用OS提供请求调页段功能调入;如果此时内存已满,则还须再利用页段的置换功能,将内存中暂时不用的页段调至外存,腾出足够的内存空间后,再将要访问的页段调入;所谓虚拟存储器,是指具有请求调入功能和置换功能,能从逻辑上扩充内存容量的一种存储器系统;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,成本接近于外存;4.6.3 虚拟存储器的特征1)多次性---一个作业被分成多次调入内存运行,最初装入部分程序和数据,运行中需要时,再将其它部分调入;2)对换性---允许在作业的运行过程中进行换进、换出;换进和换出能有效地提高内存利用率;3)虚拟性---从逻辑上扩充内存容量,使用户所看到远大于实际内存容量;这是虚拟存储器最重要的特征和最重要的目标;4)离散性---是以上三个特性的基础,在内存分配时采用离散分配的方式;备注：虚拟性是以多次性和对换性为基础的,而多次性和对换性又必须建立在离散分配的基础上;4.7 请求分页存储管理方式4.6.1 请求分页中的硬件支持---页表、缺页中断和地址变换请求分页系统是在分页的基础上,增加了“请求调页”和“页面置换”功能,每次调入和换出基本单位都是长度固定的页,实现比请求分段简单;1．页表机制---将用户地址空间中的逻辑地址变换为内存空间中的物理地址,因只将部分调入内存,需增设若干项;在请求分页系统中的每个页表项如下所示：1 状态位P：该页是否已调入内存,供访问时参考;2 访问字段A：记录一段时间内本页被访问的频率,供选择换出页时参考;3 修改位M：页在调入内存后是否被修改过,供置换页面时参考;4 外存地址：指出该页在外存上的地址,即物理块号,供调入该页时参考;4.7.2 内存分配策略和分配算法1.最小物理块数的确定是指能保证进程正常运行所需的最小物理块数,当系统为进程分配的物理块数少于此值时,进程将无法运行;进程应获得的最少物理块数与计算机的硬件结构有关;对于某些简单的机器,所需的最少物理块数为2,分别用于存放指令和数据,间接寻址时至少要有三块;对于某些功能较强的机器,因其指令本身、源地址和目标地址都可能跨两个页面,至少要为每个进程分配6个物理块,以装入这些页面;2. 物理块的分配策略请求分页系统的两种内存分配策略：即固定和可变分配策略；两种置换策略：即全局置换和局部置换;可组合出以下三种策略;1 固定分配局部置换Fixed Allocation, Local Replacement--每进程分配一定数目的物理块,在整个运行期间都不再改变,换入换出都限于这些物理块;每个进程物理块难以确定,太多太少都不好2 可变分配全局置换Variable Allocation, Global Replacement --每进程分配一定数目的物理块,OS 保持一空闲物理块队列;进程缺页时,摘下一空闲块,并将该页装入;3 可变分配局部置换Variable Allocation, Local Replacemen －－每进程分配一定数目的物理块;进程缺页时,只允许从该进程内存页中选出一页换出;若缺页中断频繁,再为该进程分配若干物理块,直至缺页率减少；若缺页率特低,则减少该进程的物理块数,应保证缺页率无明显增加;3. 物理块分配算法1 平均分配算法－－将所有可供分配的物理块,平均分配给各个进程; 例如,有100个物理块,5个进程,每进程可分20个物理块;未考虑到各进程本身的大小;2 按比例分配算法－－根据进程的大小按比例分配物理块;共n 个进程,每进程页面数为si,则页面数的总和为：设可用的物理块为m,每进程分到的物理块数为bi,有：3 考虑优先权的分配算法－－为了照顾重要、紧迫的作业尽快完成,为它分配较多的空间;通常采取：把可供分配的物理块分成两部分：一部分按比例分给各进程；另一部分根据优先权分给各进程;有的系统是完全按优先权来分配;4.7.3 调页策略1. 何时调入页面1 预调页策略缺页前 ：页面存放连续,用预测法一次调入多个相邻页,预测成功率仅为50％;2 请求调页策略缺页时：运行中,发现不在内存,立即请求,由OS 调入;2. 从何处调入页面请求分页系统中外存分为两部分：文件区和对换区;这样,当发生缺页请求时,系统应从何处将缺页调入内存：1 系统拥有足够的对换区,可以全部从对换区调入所需页面;在进程运行前,须将有关的文件拷贝到对换区;2 系统缺少足够的对换区,这时凡是不会被修改的文件,都直接从文件区调入,由于它们未被修改而不必换出;但对于可能被修改的部分,换出时调到对换区,以后需要时,再从对换区调入;3 UNIX 方式;凡是未运行过的页面,都应从文件区调入；曾运行过但已换出的页面,放在∑==ni iS S 1m SS b ii ⨯=对换区,下次应从对换区调入;4.8 页面置换算法当进程运行时,所访问的页面不在内存而需要将他们调入内存,但内存无空闲时,需要选择一页面换出到对换区,选择算法即页面置换算法;算法评价：页面置换频率低,调出页面将不会或很少访问;4.8.1 最佳置换算法和先进先出置换算法1. 最佳Optimal 置换算法由Belady 于1966年提出的一种理论上的算法;原理：其所选择的被淘汰页面,将是以后永不使用的, 或是在最长未来时间内不再被访问的页面;特点：通常可获得最低的缺页率,但由于进程运行不可预知而无法实现,用来评价其他算法;假定系统为某进程分配了三个物理块,并考虑有以下的页面号引用串：7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1进程运行时,先将7,0,1三页装入内存;当进程要访问页面2时,将会产生缺页中断,此时OS 根据最佳置换算法,将选择页面7予以淘汰;共发生6次页面置换;图 4-25 利用最佳页面置换算法时的置换图 2. 先进先出FIFO 页面置换算法---总是置换最先进入内存的页面;用FIFO 算法共发生12次页面置换;该算法与进程的实际运行规律不相符,有些页面经常被访问全局变量,常用函数;图 4-26 利用FIFO 置换算法时的置换图4.8.2 最近最久未使用Least Recently Used LRU 置换算法1. LRU置换算法 ---在无法预测各页面将来使用情况下,利用“最近过去”作为“最近将来”的近似选择最近最久未使用的页面予以淘汰;用LRU 算法共发生9次页面置换;引用率70770170122010320304243230321201201770101页框(物理块）203图 4-27 LRU 页面置换算法2. LRU 置换算法的硬件支持LRU 算法比较好,但为了快速知道哪一页是最近最久未使用的页面,需要硬件支持：寄存器或栈;1 寄存器为了记录某进程在内存中各页的使用情况,须为每个页面配置一个移位寄存器,可表示为：原理：进程访问某物理块时,先将寄存器的Rn-1位设成1;此时,定时信号将每隔一定时间将寄存器右移一位;若将n 位寄存器的数看做是一整数,那么,具有最小数值的寄存器所对应的页面,就是最近最久未使用的页面;例：某进程在内存中有8个页面,为每页面配置一8位寄存器时的LRU 访问情况,如图4-28图 4-28 某进程具有8个页面时的LRU 访问情况2 栈--利用栈来保存当前使用的各页面的页面号;原理：每当进程访问某页面时,便将该页面的页面号从栈中移出,将它压入栈顶;因此,栈顶始终是最新被访问页面的编号,而栈底则是最近最久未使用页面的页面号;假定现有一进程所访问的页面的页面号序列为：4,7,0,7,1,0,1,2,1,2,6随着进程的访问,栈中页面号的变化情况如图4-29所示;在访问页面6时发生了缺页,此时页面4是最近最久未被访问的页,应将它置换出去;LRU 算法较好,但要求较多硬件支持, 实际使用接近LRU算法－Clock 算法;图引用率70770170122010323104430230321013201770201页框2304204230230127127011474074704170401741074210741207421074621074-29 用栈保存当前使用页面时栈的变化情况。

第八章磁盘存储器的管理第一节文件的物理结构和外存的分配方式一、概述磁盘是一种可直接存取的随机存储器(这一点与内存相似)，一个逻辑盘可以看作一片连续的存储空间。

确定外存空间的分配方式(组织文件的物理结构)主要考虑：提高文件的访问速度、有效地利用外存空间。

常用的外存分配方法有：连续分配、链接分配、索引分配。

二、磁盘存储空间的结构磁盘说明图1盘块(扇区)是磁盘上的最小存储分配单位，每个盘块有唯一编号；地址是：磁道(柱面)号+扇区号+盘面号；从盘块编号到地址的转换由硬件完成，在OS中一个盘块的地址就是盘块编号。

一般一个盘块的大小与内存分页中页(内存块)的大小一致，一页存放到一个盘块中。

三、连续分配1、思想方法为每个文件分配一组位置相邻接的盘块(磁盘上的地址连续/盘块编号连续的盘块)，文件中的逻辑页被顺序地存放到邻接的各物理盘块中。

这保证了文件中的逻辑顺序与文件占用盘块顺序的一致性。

这样物理结构的文件称为顺序文件；每个文件都从分配给它的一个盘块的第一个字节开始存放。

文件地址：在文件的目录中，存放该文件的第一个记录所在的盘块号和文件的长度(共占多少块)。

1230567491011813141512171819162122232025262724list29303128mailcountfile start length coun t 02tr 143mail 196list 284f62????tr f图 8-1 磁盘空间的连续分配2、优缺点◆存取容易，存取速度较快；◆必须事先知道文件的长度，不利于文件的动态增长； ◆存放一个文件要求足够大的连续存储空间； ◆存储空间的管理存在“碎片”问题，须定时整理。

四、链接分配1、思想方法：为每个文件分配一组位置离散的盘块，每个盘块中存放文件的一个逻辑页；通过给每个盘块设置一个指针，将属于同一个文件的盘块链接在一起，链接的顺序和文件的逻辑页的顺序一致。

这样物理结构的文件称为链接文件。

第8章磁盘存储器的管理一、选择题1．假定盘块的大小为1KB，对于1.2MB的软盘，FAT需占用（）的存储空间。

A．1KBB．15KBC．1.8KBD．2.4KBE．3KB【答案】C【解析】1.2MB/1KB＝1.2K个表项，由于每个FAT表项占12位，（12/8）*1.2K＝1.8KB。

2．对于100MB的硬盘，FAT需占用（）的存储空间。

A．100KBB．150KBC．200KBD．250KBE．300KB【答案】A【解析】100MB/1KB＝100K。

3．从下面的描述中选出一条错误的描述（）A．一个文件在同一系统中、不同的存储介质上的拷贝，应采用同一种物理结构B．文件的物理结构不仅与外存的分配方式相关，还与存储介质的特性相关，通常在磁带上只适合使用顺序结构C．采用顺序结构的文件既适合进行顺序访问，也适合进行随机访问D．虽然磁盘是随机访问的设备，但其中的文件也可使用顺序结构【答案】A【解析】文件结构分为两种，有结构文件和无结构文件。

4．从下面关于顺序文件和链接文件的论述中，选出一条正确的论述（）A．顺序文件适合于建立在顺序存储设备上，而不适合于建立在磁盘上B．在显式链接文件中是在每个盘块中设置一链接指针，用于将文件的所有盘块都链接起来C．顺序文件必须采用连续分配方式，而链接文件和索引文件则可采用离散分配方式D．在MS-DOS中采用的是隐式链接文件结构【答案】C【解析】文件分配对应于文件的物理结构，是指如何为文件分配磁盘块。

常用的磁盘空间分配方法有三种：连续分配、链接分配和索引分配。

顺序分配：顺序分配方法要求每个文件在磁盘上占有一组连续的块。

隐式链接分配：每个文件对应一个磁盘块的链表；磁盘块分布在磁盘的任何地方，除最后一个盘块外，每一个盘块都有指向下一个盘块的指针，这些指针对用户是透明的。

显式链接分配：是指把用于链接文件各物理块的指针，显式地存放在内存的一张链接表中。

该表在整个磁盘仅设置一张，每个表项中存放链接指针，即下一个盘块号。

操作系统存储器管理在计算机系统中，操作系统的存储器管理是一项至关重要的任务。

它就像是一位精明的管家，负责合理地分配和管理计算机的内存资源，以确保各个程序能够高效、稳定地运行，同时避免出现资源浪费和冲突的情况。

要理解存储器管理，首先得明白什么是存储器。

简单来说，存储器就是计算机用于存储数据和程序的地方。

它就像一个巨大的仓库，里面存放着各种各样的“货物”（数据和程序）。

而操作系统的存储器管理功能，就是要确保这些“货物”能够被妥善地存放和取出，并且在需要的时候能够快速找到。

在存储器管理中，有几个关键的概念需要了解。

首先是地址空间。

每个程序在运行时，都认为自己拥有一个从0 开始的连续的地址空间。

但实际上，这些地址是虚拟的，通过操作系统的映射，才能对应到实际的物理存储器地址。

这就好比每个租客都认为自己住在从 1 号开始的连续房间，但实际上房东会根据实际情况进行分配。

接下来是分页和分段。

分页是将存储器空间划分成固定大小的页，分段则是根据程序的逻辑结构将其划分成不同的段。

分页的好处是管理简单，易于分配和回收内存；分段则更符合程序的逻辑结构，方便程序的编写和理解。

那么，操作系统是如何进行存储器管理的呢？首先是内存分配。

当一个程序需要运行时，操作系统会为其分配一定的内存空间。

这就像是给租客分配房间，要根据租客的需求和房屋的空闲情况来决定。

分配的策略有很多种，比如最先适配法、最佳适配法和最差适配法等。

最先适配法就是从内存的开头开始查找，找到第一个足够大的空闲区域就分配给程序。

这种方法简单快捷，但容易导致内存碎片的产生。

最佳适配法会查找整个内存空间，找到大小最接近程序需求的空闲区域进行分配。

这种方法可以减少内存碎片，但查找的时间较长。

最差适配法则是选择最大的空闲区域进行分配，虽然可以避免产生太小而无法使用的碎片，但可能会导致大的程序无法得到足够的内存。

内存回收也是存储器管理的重要环节。

当一个程序结束运行或者释放了一部分内存时，操作系统需要将这些内存回收，以便再次分配给其他程序使用。

操作系统：存储器管理⽬录存储器管理随着计算机技术的发展，系统软件和应⽤软件在种类、功能上都急剧地膨胀。

存储器容量扩⼤仍不能满⾜现代软件发展的需要，因此存储器仍然是⼀种宝贵⽽⼜稀缺的资源。

存储器管理的主要对象是内存，对存储器的管理直接影响到存储器的利⽤率和系统性能也。

对外存的管理与对内存的管理相类似，只是外存主要是⽤来存放⽂件。

存储器在计算机执⾏时⼏乎每⼀条指令都涉及对存储器的访问，因此要求存储器的速度必须⾮常快，能与处理机的速度相匹配。

此外还要求存储器具有⾮常⼤的容量，且价格还应很便宜。

但是实际上鱼和熊掌不可兼得，所以在现代计算机系统中都采⽤了多层结构的存储器系统。

存储器的层次结构对于通⽤计算机⽽⾔，存储层次⾄少应具有三级：CPU 寄存器、主存、辅存。

实际情况下还可以根据具体的功能细分为寄存器、⾼速缓存、主存储器、磁盘缓存、固定磁盘、可移动存储介质等 6 层。

在存储层次中的层次越⾼，则存储介质越靠近 CPU、访问速度越快，相对的价格也越⾼且存储容量也越⼩。

寄存器、⾼速缓存、主存储器和磁盘缓存均属于操作系统存储管理的管辖范畴，掉电后它们中存储的信息不再存在。

⽽低层的固定磁盘和可移动存储介质则属于设备管理的管辖范畴，存储的信息将被长期保存。

可执⾏存储器寄存器和主存储器⼜被称为可执⾏存储器，进程可以在很少的时钟周期内使⽤⼀条 load 或 store 指令对可执⾏存储器进⾏访问。

对辅存的访问则需要通过 I/O 设备实现，在访问中将涉及到中断、设备驱动程序以及物理设备的运⾏，辅存的所需耗费的时间远远⾼于访问可执⾏存储器的时间。

操作系统的存储管理负责对可执⾏存储器的分配、回收，以及提供在存储层次间数据移动的管理机制。

寄存器具有与处理机相同的速度，对寄存器的访问速度最快，但价格昂贵且容量笑。

主存储器简称内存或主存，是计算机系统中的主要部件，⽤于保存进程运⾏时的程序和数据。

通常处理机都是从主存储器中取得指令和数据的，并将其所取得的指令放⼊指令寄存器中，所读取的数据装⼊到数据寄存器中，或者将寄存器中的数据存⼊到主存储器。

计算机操作系统中的文件系统与磁盘管理计算机操作系统是现代计算机系统中至关重要的一部分，它负责管理计算机的硬件和软件资源，使得计算机能够高效地工作。

其中，文件系统和磁盘管理是操作系统中的两个核心模块，它们承担着管理计算机中存储的重要任务。

本文将对计算机操作系统中的文件系统和磁盘管理进行详细探讨。

一、文件系统文件系统是操作系统中的一个重要组成部分，它负责管理计算机中存储的文件和目录结构。

文件系统为用户提供了一种方便的管理文件的方式，使得用户能够轻松地创建、打开、读取、写入和删除文件。

在计算机操作系统中，常见的文件系统有FAT、NTFS、EXT4等。

文件系统采用了一种层次化的组织结构，可以将文件和目录以树状的结构进行组织。

根目录作为起始点，它下面可以包含若干子目录和文件。

每个目录下又可以包含若干子目录和文件，这样就形成了一个层次分明的树状结构。

在文件系统中，文件是由一系列的字节构成的，每个文件都有一个唯一的文件名，文件名用来标识文件。

文件系统还提供了一系列的操作，包括文件的创建、打开、读取、写入和关闭等。

用户可以通过这些操作来对文件进行管理。

文件系统还具有权限控制的功能，可以对文件的访问权限进行控制，保护文件的安全性。

二、磁盘管理磁盘管理是操作系统中的另一个重要模块，它负责管理计算机中的磁盘存储器。

磁盘是计算机中常见的存储介质之一，它以盘片的形式存在，可以存储大量的数据。

操作系统在进行磁盘管理时，需要考虑以下几个方面。

1. 磁盘分区：磁盘可以被划分为若干个分区，每个分区可以独立地格式化和管理。

分区可以使得磁盘空间被合理地利用，并且有助于提高文件系统的性能。

2. 磁盘调度：当多个进程同时请求对磁盘进行读写操作时，需要进行磁盘调度，合理安排磁盘的访问顺序。

常见的磁盘调度算法有先来先服务（FCFS）、最短寻道时间优先（SSTF）等。

3. 磁盘缓存：为了提高对磁盘的访问速度，操作系统会将部分频繁访问的数据缓存在内存中，减少对磁盘的读写操作。

1、系统中磁头停留在磁道号为100的磁道上，这时先后有4个进程提出了磁盘访问请求，要访问磁盘的磁道号按申请到达的先后顺序依次为：55、120、39、110。

移动臂的运动方向：沿磁道号递减的方向移动。

若分别采用FCFS磁盘调度算法、SSTF算法、SCAN算法时，所需寻道长度分别为多少？FCFS算法：100-55+ 120-55+ 120-39+ 110-39 = 262SSTF算法：110-100 +120-110 + 120-55 + 55-39 = 101SCAN算法： 100-55+ 55-39 +110-39 + 120-110 = 1422、假设磁盘有200个磁道，磁盘请求队列中是一些随机请求，它们照到达的次序分别处于55、58、39、18、90、160、150、38、184号磁道上，当前磁头在100号磁道上，并向磁道号增加的方向上移动。

请给出按FCFS、SSTF、SCAN及CSCAN算法进行磁盘调度时满足请求的次序，并计算它们的平1、在FAT16文件系统中，且每个盘块的大小是512字节，1)如果每个簇可以有4个盘块，可以管理的最大分区空间是多少？2)如果每个簇可以有64个盘块，可以管理的最大分区空间又是多少？答： 1）216 * 4 * 512 = 128M2）216 * 64 * 512 = 2G2、某操作系统的磁盘文件空间共有500块，若用字长为32位的位示图管理盘块空间，试问：1)位示图需要多少个字？2)如果b（盘块号）, i， j从1开始计数，第i字第j位对应的块号是多少？3)如果b（盘块号）, i， j 从0开始计数，第i字第j位对应的块号是多少？答：1）[500/32] =162) b = 32* (i-1) +j3）b= 32*i+j3、有3200个磁盘块可用来存储信息，如果用字长为16位的字来构造位示图，若位示图部分内容如图所示。

1)位示图共需多少个字？2)若某文件长度为3200B，每个盘块为512个字节，采用链接结构且盘块从1开始计数，系统将为其分配哪些磁盘块？3)试具体说明分配过程。