缺页中断处理过程
3.5.3 存储保护与共享 1. 分页式存储中的存储保护与共享 . 在页式环境下，存储保护以页面为单位。在页表的每个表项里设置一个所谓的“保护位”，由该位的不同取值定义对应页是可读、可写或只可读等。 . 被共享的程序文本不一定正好在一个或几个完整的页面中，有可能一个页面中既有允许共享的内容，又有不能共享的私有数据。因此，在分页环境下实现页面的共享比较困难，但也不是不可能。 3 3 11 . 若页面尺寸为50KB，文本编辑程序的代码是可重入的，需要3页，用户进程的数据段需要一页。那么每个用户进程的逻辑地址空间为4页。如图画出三个进程的逻辑地址空间和对应页表，它们的0~2页都划归给文本编辑程序使用(ed1，ed2，ed3)，页表中的0~2表项都对应于块号3、4和6；各进程的数据页(即dataA、dataB、dataC)都位于自己空间的第3页，分别存放在内存的2、8和11块。 进程A的 逻辑地址空间 进程B的 逻辑地址空间 进程C的 逻辑地址空间 ed1 0 ed2 1 ed3 2 dataA 3 ed1 0 ed2 1 ed3 2 dataB 3 ed1 0 ed2 1 ed3 2 dataC 3 进程A的页表 0 3 1 4 2 6 3 2 0 3 1 4 2 6 3 2 0 3 1 4 2 6 3 2 页号 帧号 进程B的页表 页号 帧号 进程C的页表 页号 帧号 操作系统 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 dataA ed1 ed2 ed3 dataB dataC 内存 (a) 2. 分段式存储中的存储保护与共享 在分段环境下，段是有完整意义的逻辑信息单位，为实行存储保护，只需在段表表项里增加权限位，指出每段是可读的、可写的或只执行的等。每次进行地址映射时，都将这次访问的类型与权限位比较，若不符合就产生出错中断。 . . 在段式存储管理中很容易实现段的共享，只需在作业的段表中都增加一个表项，让该段的基址指向共享段在内存中的起始地址即可。 比如进程A和B要对文本编辑程序进行共享，那么可把文本编辑程序作为它们地址空间中的段0，如图所示。若文本编辑程序存放在内存43062起始的连续分区里，那么在所对应的各段表中，段号为0的表项的基址都是43062，从而可共享该文本编辑程序。 . 文本 编辑程序 段0 程序段 段1 数据段 段2 进程A的 逻辑地址空间 文本 编辑程序 段0 程序段 段1 数据段 段2 进程B的 逻辑地址空间 堆栈段 段3 0 25286 1 基址 2 43062 操作系统 内存 进程A的段表 段号 段长 0 25286 1 基址 2 43062 进程B的段表 段号 段长 3 A的数据段 文本 编辑程序 B的数据段 A的程序段 B的堆栈段 43062 B的程序段 (b) 4. 分段与分页的区别 (1) 页是信息的物理单位，段是信息的逻辑单位：系统根据帧的大小划分页，不考虑页中的信息是否完整。因此，一页对应的是信息的一个物理单位；段是基于用户程序结构提出的存储管理模式，用户知道自己的程序分多少段，每段在逻辑上都是相对完整的一组信息。所以，段是信息的逻辑单位。 (2) 页的尺寸由系统确定，段的尺寸因段而异。分页式存储管理中的页的尺寸是由系统确定的，它与内存块的大小相同。段的长度取决于用户编写的程序，不同的段有不同的长度。 (3) 页式地址空间是一维的，段式地址空间是二维的 ：在分页式存储管理时，用户必须通过链接编辑程序，把各程序段链接成一个相对于0编址的一维线性空间，用户向系统提供的是一个一维的逻辑地址空间；在分段式存储管理时，用户不把各程序段连接成一个相对于0编址的一维线性空间，各程序段之间是通过[段号，段内位移]进行访问的。因此，用户向系统提供的是一个二维的逻辑地址空间。 虚拟存储器的引入 前面介绍的存储管理方案要求进程全部装入内存才可运行。但这会出现两种情况： ●有的作业因太大，内存装不下而无法运行。 ●系统中作业数太多，因系统容量有限只能让少数作业先运行。 3.6.1 虚拟存储的概念 1. 程序执行的“局部性”原理 由于程序执行具有“局部性”，因此实际运行时，没有必要把全部信息都放在内存里。只要合理组织，调度恰当，在发现所需访问的信息不在内存时，能够找到它，能够把它调入内存，那么不仅可以保证作业的正确执行，而且还提高了系统的资源利用率，使得系统具有更高的运行效率。 程序执行的“局部性”原理，是指程序在执行的某一
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