----- 请求分页系统是建立在基本分页的基础上的，为了能支持虚拟存储器功能而增加了请求调页功能和页面置换功能。

相应地，每次调入和换出的基本单位都是长度固定的页面，这使得请求分页系统在实现上要比请求分段系统简单（请求分段系统在换进和换出时是可变长度的段）。因此，请求分页便成为目前最常用的一种实现虚拟存储器的方式。

请求分页中的硬件支持 --20160621 16:15

-- 为了实现请求分页，系统必须提供一定的硬件支持。除了需要一台具有一定容量的内存及外存的计算机系统外，还需要有页表机制、缺页中断机构以及地址变换机构。

1）页表机制

在请求分页系统中所需要的主要数据结构是页表。其基本作用仍然是将用户空间中的逻辑地址变换为内存空间中的物理地址。由于只将应用程序的一部分调入内存，还有一部分仍在盘上，故需在页表中再增加若干项，供程序（数据）在换进、换出时参考。

在请求分页系统中的每个页表项如下所示：



各字段的说明如下：

---- 状态位P：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考。

---- 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，供选择换出页面时参考。

---- 修改位M：表示该页在调入内存后是否被修改过。供置换页面时参考。

由于内存中的每一页都在外存上有一份副本，因此，若未被修改，在置换该页时就不需要将该页写回到外存上，以减少系统的开销和启动磁盘的次数；若已被修改，则必须将该页重写到外存上，以保证外存中所保留的始终是最新副本。

---- 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。

2）缺页中断机构

-- 在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存中时，便产生一次缺页中断，请求OS将所缺之页调入内存。

-- 缺页中断作为中断，同样需要经历诸如保护CPU现场、分析中断原因、转入缺页中断处理程序进行处理、恢复CPU现场等几个步骤。

-- 但缺页中断又是一种特殊的中断，它与一般的中断相比，有着明显的区别，主要表现在下面两个方面：

---- 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成后，才检查是否有中断请求到达。若有，便去响应，否则，继续执行下一条指令。然而，缺页中断是在指令执行期间，发现所要访问的指令或数据不在内存时所产生和处理的。

---- 一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。所以，系统中的硬件机构应能保存多次中断时的状态，并保证最后能返回到中断前产生缺页中断的指令处继续执行。

3）地址变换机构

-- 请求分页系统中的地址变换机构，是在分页系统地址变换机构的基础上，为实现虚拟存储器而增加了某些功能而形成的，如产生和处理缺页中断，以及从内存中换出一页的功能等等。

---- 在进行地址变换时，首先去检索快表，试图从中找出所要访问的页。若找到，便修改页表项中的访问位。对于写指令，还需将修改位置成“1”，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。地址变换过程到此结束。

---- 如果在快表中未找到该页的页表项时，应到内存中去查找页表，再根据找到的页表项中的状态位P，了解该页是否已调入内存。

---- 若该页已调入内存，这时应将此页的页表项写入快表，当快表已满时，应先调出按某种算法所确定的页的页表项；然后再写入该页的页表项。

---- 若该页尚未调入内存，这时应产生缺页中断，请求OS从外存把该页调入内存。




例题：

在请求分页管理中，已修改过的页面再次装入时应来自（）。


解答：磁盘对换区
由于内存中的每一页都在外存上有一份副本，因此，若未被修改，在置换该页时就不需要将该页写回到外存上，以减少系统的开销和启动磁盘的次数；若已被修改，则必须将该页重写到外存上，以保证外存中所保留的始终是最新副本。


例题：
在采用请求分页存储管理的系统中，如果页面不在内存则发生缺页中断，它属于（）

外部设备中断
硬件故障中断
.I/O中断
程序中断
解答：D
程序中断是指：CPU在执行程序的过程中，因出现某种随机事件而收到中断请求，暂时停止现行程序的执行，转去执行一段中断服务程序，以处理该事件，并在处理完毕后自动恢复程序的执行。 
缺页中断正是因为所需页面不在内存，向CPU发出中断请求，暂停现行程序，执行缺页中断处理程序，然后返回到原来的指令执行。所以，缺页中断是程序中断。

请求分页系统是建立在基本分页的基础上的，为了能支持虚拟存储器功能而增加了请求调页功能和页面置换功能。

相应地，每次调入和换出的基本单位都是长度固定的页面，这使得请求分页系统在实现上要比请求分段系统简单。

请求分段系统在换进和换出时是可变长度的段，因此，请求分页便成为目前最常用的一种实现虚拟存储器的方式。

请求分页中的硬件支持

 为了实现请求分页，系统必须提供一定的硬件支持。除了需要一台具有一定容量的内存及外存的计算机系统外，还需要有页表机制、缺页中断机构以及地址变换机构。

1）页表机制

在请求分页系统中所需要的主要数据结构是页表。其基本作用仍然是将用户空间中的逻辑地址变换为内存空间中的物理地址。

由于只将应用程序的一部分调入内存，还有一部分仍在盘上，故需在页表中再增加若干项，供程序（数据）在换进、换出时参考。

在请求分页系统中的每个页表项如下所示：



各字段的说明如下：

 状态位P：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考。
	
 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，供选择换出页面时参考。
	
 修改位M：表示该页在调入内存后是否被修改过。供置换页面时参考。
由于内存中的每一页都在外存上有一份副本，因此，若未被修改，在置换该页时就不需要将该页写回到外存上，以减少系统的开销和启动磁盘的次数；若已被修改，则必须将该页重写到外存上，以保证外存中所保留的始终是最新副本。

 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。
2）缺页中断机构

在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存中时，便产生一次缺页中断，请求OS将所缺之页调入内存。
	
缺页中断作为中断，同样需要经历诸如保护CPU现场、分析中断原因、转入缺页中断处理程序进行处理、恢复CPU现场等几个步骤。
	
 但缺页中断又是一种特殊的中断，它与一般的中断相比，有着明显的区别，主要表现在下面两个方面：
	
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成后，才检查是否有中断请求到达。若有，便去响应，否则，继续执行下一条指令。然而，缺页中断是在指令执行期间，发现所要访问的指令或数据不在内存时所产生和处理的。
	
一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。所以，系统中的硬件机构应能保存多次中断时的状态，并保证最后能返回到中断前产生缺页中断的指令处继续执行。
3）地址变换机构

 请求分页系统中的地址变换机构，是在分页系统地址变换机构的基础上，为实现虚拟存储器而增加了某些功能而形成的，
如产生和处理缺页中断，以及从内存中换出一页的功能等等。

在进行地址变换时，首先去检索快表，试图从中找出所要访问的页。若找到，便修改页表项中的访问位。对于写指令，还需将修改位置成“1”， 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。地址变换过程到此结束。
	
如果在快表中未找到该页的页表项时，应到内存中去查找页表，再根据找到的页表项中的状态位P，了解该页是否已调入内存。
	
若该页已调入内存，这时应将此页的页表项写入快表，当快表已满时，应先调出按某种算法所确定的页的页表项；然后再写入该页的页表项。
	
若该页尚未调入内存，这时应产生缺页中断，请求OS从外存把该页调入内存。
	
地址变换机构：
	
 
	

从何处调入页面？

 在请求分页系统中的外存分为两部分：用于存放文件的文件区和用于存放对换页面的对换区。通常，由于对换区是采用连续分配方式，而文件是采用离散分配方式，故对换区的磁盘I/O速度比文件区的高。这样，每当发生缺页请求时，系统应从何处将缺页调入内存，可分成如下三种情况：          

1) 系统拥有足够的对换区空间，这时可以全部从对换区调入所需页面，以提高调页速度。

2) 系统缺少足够的对换区空间，这时凡是不会被修改的文件，都直接从文件区调入；而当换出这些页面时，由于它们未被修改而不必再将它们换出，以后再调入时，仍从文件区直接调入。但对于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。而对于曾经运行过但又被换出的页面，由于是被放在对换区，因此在下次调入时，应从对换区调入。由于UNIX系统允许页面共享，因此， 某进程所请求的页面有可能已被其它进程调入内存，此时也就无须再从对换区调入。 

页面调入过程：

向CPU发出缺页中断
	
中断处理程序保存CPU环境转中断处理程序
	
该程序查找页表，得到该页在外存中的块号
	
若内存未满，启动磁盘I/O读入；若内存已满，先置换，再调入
	
最后修改页表对应项的内容，并将此页表项写入快表

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请求分页中的硬件支持


请求分页是目前最常用的一种实现虚拟存储器的方式。
为了实现请求分页，计算机系统除了要求内存与外存外，还需要请求页表机制，缺页中断机构，地址变换机构。
请求页表机制：
请求分页系统中主要的数据结构是请求页表。
基本功能是将逻辑地址映射成物理地址，为了满足换入换出要求，还增加了四个字段。
状态位P（存在位）：指示是否调入内存。
访问字段A：记录一段时间内被访问次数，或多久未被访问。
修改位M：标识调入内存后是否被修改过。
外存地址：指出其外存地址。
缺页中断机构：
请求分页系统中，待访问的页面不在内存时，产生缺页中断，请求OS将所缺页调入内存。
缺页中断作为中断，同样需要保护CPU环境、分析中断原因、转入缺页中断处理程序进行处理、在中断处理完成后再恢复CPU环境等步骤。
但缺页中断与一般中断相比有两个明显区别：
在指令执行期间产生和处理中断信号。
一条指令期间可能产生多次中断。
注：一般中断，出现于指令结束后，才会被检查到。
地址变换机构：
变换过程：
检索快表，找到了页。
修改页表项的访问位。
若是写操作，则修改“修改位置”为1，表示已被修改。
利用页表项中给出的物理块号和页内地址形成物理地址。
快表中无该页，在内存中检索，并找到了页。
从状态位P了解是否调入内存，若调入，则将其加入快表。
快表满时，根据算法调出部分页。
内存中未找到页，产生缺页中断，请求OS将该页从外存调入内存。


请求分页中的内存分配


最小物理块数：
保证进程正常运行所需的最小物理块数。
取决于计算机硬件结构、指令格式、功能、寻址方式。
对于单地址指令：
采用直接寻址，最小物理块数为2.
一块用于存放指令，一块用于存放数据。
间接寻址：
至少三个物理块、
功能较强的机器：
指令长度可能多两个字节，及可能跨两个页面。
至少六个物理块。
内存分配策略：
固定分配局部置换(Fixed Allocation, Local Replacement)
固定分配：为进程分配固定数目物理块。
局部置换：将进程已分配的物理块中，换出一页，再调入一页。
可变分配全局置换(Variable Allocation, Global Replacement)
可变分配：为进程分配一定数目物理块，进程运行期间，根据情况适当增减。
全局置换：将OS中空闲物理块分配给该页，或如从所有进程的物理块中换出调入。
空闲物理块用完时，才从内存中的进程调出。
可变分配局部置换（Variable Allocation, Local Replacement）
物理块分配算法：
平均分配算法。
按比例分配算法：按进程大小的比例分配。
考虑优先权的分配算法。


页面调入策略


何时调入页面：
预调页策略：
调入预测中会在不久后访问到的页面。
目前成功率仅约50%。
请求调页策略：
仅调入被请求的页面。
从何处调入页面：
拥有足够对换区空间：
全部从对换区调入所需页面。
系统缺少足够的对换区空间：
不会被修改的文件从文件区调入。
可能被修改的文件调到对换区。
UNIX方式：
未运行过的页面从文件区调入。
运行过但被换出的页面放在对换区。
部分共享的页面不需要调入，它们已被其他进程调入内存。
页面调入过程：
所访问页面不在内存（存在位为0），发出缺页中断。
中断处理程序保留CPU环境，分析中断原因，转入缺页中断处理程序。
缺页中断处理程序查找页表，得到该页在外存的物理块。
若内存能容纳新页：
则启动磁盘I/O，该页调入内存，修改页表。
若内存已满：
根据置换算法从内存中选取一页准备换出。
待换出的页未修改过（修改位为0），不必写回磁盘，否则写回磁盘。
调入所缺页，修改页表，存在位设置1，将该页写入快表。
缺页调入内存后，根据页表生成访问待访问数据的物理地址，再访问内存数据。
缺页率：
缺页率为：F/(S+F)
访问成功的次数为S。
缺页的次数为F。
受几个因素影响：
页面大小：页面大，缺页率低。
进程所分配物理块的数目：数目多，缺页率低。
页面置换算法。
程序固有特性。
缺页中断处理时间：p*a + (1-p)*b
被调出的页面被修改的概率为p。
处理被修改的缺页中断处理时间为a。
处理未被修改的缺页中断处理时间为b。

一、虚拟存储器的基本概念
1、程序执行的特点：
多数情况下仍是顺序执行。

少部分的转移和过程调用指令会使程序执行由一部分区域转至另一部分区域（但研究表明调用深度多数情况下不超过5）

许多由少数指令构成的循环结构会多次执行。

对许多数据结构的处理（如数组）往往局限于很小的范围内。
2、虚拟存储器的定义
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。

虚拟存储管理下

①内存逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定；

②运行速度接近于内存速度；

③每位的成本却接近于外存。
3、虚拟存储器的实现
虚拟存储管理：

允许将一个作业分多次调入内存。

1）若采用连续分配方式，需申请足够空间，再分多次装入，造成内存资源浪费，并不能从逻辑上扩大内存容量。

2）虚拟的实现建立在离散分配存储管理基础上

方式：请求分页/请求分段系统

细节：分页/段机构、中断机构、地址变换机构、软件支持
4、虚拟存储器的特征
离散分配方式是基础

①多次性：一个作业被分成多次调入内存运行

②对换性：允许在作业的运行过程中进行换进、换出。（进程整体对换不算虚拟）

③最终体现虚拟性：能够从逻辑上扩充内存容量，使用户所看到的内存容量远大于实际内存容量。
二、请求分页存储管理方式
基本分页 + “请求调页”和“页面置换”功能。

换入和换出基本单位都是长度固定的页面
1、硬件支持
一台具有一定容量的内/外存的计算机

页表机制

缺页中断机构

地址转换机构

1）页表基本功能不变：逻辑地址映射为物理地址

增加虚拟功能后需记录的页表项信息有变化：



①状态位P ：指示该页是否已调入内存。

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。(置换时考量的参数)

③修改位M ：该页在调入内存后是否被修改过。(关系到置换时调出的具体操作)

④外存地址：用于指出该页在外存上的地址。

2）缺页中断机构

每当要访问的页面不在内存时，便产生一缺页中断通知OS，OS则将所缺之页调入内存。作为中断，需经历几个步骤：

①“保护CPU环境”

②“分析中断原因”

③“转入缺页中断处理程序”

④“恢复CPU环境”等。

作为一种特殊中断，与一般中断有明显区别：

①在指令执行期间产生和处理中断信号。

②一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。

3）地址变换机构

分页系统地址变换机构的基础上增加

①产生和处理缺页中断（请求调入）

②从内存中换出一页的功能（置换）




2、内存分配
作业不一次装入，部分装入的情况下如何为进程分配内存，涉及三个问题：

1）最小物理块数的确定：

①少于此数量进程将不能运行

②与计算机的硬件结构有关，取决于指令的格式、功能和寻址方式

2）物理块的分配策略

考虑：固定OR可变分配、全局OR局部置换。

组合出三种适合的策略。

①固定分配、局部置换：

为每个进程分配一定数目的物理块，在整个运行期间不再改变（基于进程的类型，或根据程序员、程序管理员的建议）

运行中缺页时，只能从该进程内存中n个页面中选出一页换出，然后再调入一页。

困难：难以把握为每个进程分配“适量”物理块数



②可变分配、全局置换

先为每个进程分配一定数目的物理块

OS管理一个空闲物理块队列，发生缺页时，系统从队列中取出一块分配给该进程，将欲调入的页装入（动态增长型，全局空闲空间都可分配使用）

空闲空间不足时，可与其他任何进程页面置换。“会使其他进程缺页率提高，影响运行”

最易实现



③可变分配、局部置换

为每个进程分配一定数目的物理块

缺页时，只允许换出该进程在内存的页面，不影响其他进程执行。

根据缺页率增减进程的物理块数：若频繁缺页中断，则系统再为进程分配若干物理快；若缺页率特别低，则适当减少分配给该进程的物理块。



3）物理块的分配算法

固定分配策略时，分配物理块可采用以下几种算法：

①平均分配算法：将所有可供分配的物理块平均分配给各进程。

缺点：未考虑各进程本身的大小，利用率不均。

②按比例分配算法：根据进程的大小按比例分配物理块。

设系统中共有n个进程

则，每个进程能分到的物理块数：



Si：进程i页面数为；

S：n个进程页面数总和；

m：可用物理块总数

③考虑优先权的分配算法

实际应用中，要照顾重要、急迫的作业尽快完成，为它分配较多的内存空间。

所有可用物理块分两部分：

❶ 一部分按比例分配给各进程；

❷另一部分根据各进程优先权，适当地为其增加份额，分配给各进程。
3、调页策略
1）何时调入页面

①预调页策略

以预测为基础，将预计不久后便会被访问的若干页面，预先调入内存。

优点：一次调入若干页，效率较好

缺点：预测不一定准确，预调入的页面可能根本不被执行到。主要用于进程的首次调入，由程序员指出应该先调入哪些页。

②请求调页策略

运行中需要的页面不在内存，便立即提出请求，由OS将其调入内存。

优点：由请求调页策略所确定调入的页，一定会被访问；比较容易实现。

缺点：每次仅调入一页，需花费较大的系统开销，增加了磁盘I/O的启动频率。

2）从何处调入页面

在请求分页系统中的外存分为：

对换区：连续存放数据，读写速度较快

文件区：离散分配方式，I/O速度相对慢

发生缺页时，系统应从何处将缺页调入内存，分成三种情况：

①系统拥有足够的对换区空间：

进程运行前所有页面由文件区拷贝到对换区；

运行需要的页面全部从对换区调入内存，提高调页速度。

②系统缺少足够的对换区空间：

不会被修改的部分，在文件区操作（即：直接从文件区调入，换出时不用写入文件，再调入时仍从文件区调入）

可能被修改的部分，在对换区操作。

③UNIX方式：（随运行数据逐渐从文件区转到对换区）

未运行的页面从文件区调入；

曾经运行，但又被换出的页面放在对换区，下次调入应从对换区调入。

进程请求的共享页面可能已被其他进程调入，无需再从对换区调入。

3）页面调入过程

程序运行前需要装入内存：上述的②步策略处理何处调入；

开始运行：先预调入一部分页面；

运行中：需要的页面不在内存时，

向CPU发出一缺页中断，“中断处理程序”开始工作：

首先保留CPU环境

分析中断原因后，转入缺页中断处理程序。

处理：判断是否置换、页表信息更新

恢复现场，重新操作页面。
4、页面置换算法
页面置换算法(page replacement algorithms)：选择换出哪些页面的算法，其好坏直接影响系统的性能。

应具有较低的缺页率：

页面调入次数（缺页次数）/总的页面使用次数

1）最佳Optimal置换算法

优点：保证获得最低的缺页率

不足：无法实现，因为无法预知一进程将来的运行情况

作用：作为参照标准，评价其他算法。

例1：假设一个作业，运行中依次使用的页面情况如下，分配给该进程的内存物理块只有3个，按最佳置换算法，内存中的页面如何变化，缺页率是多少？





2）先进先出置换算法（FIFO）

优点：实现简单，把一进程已调入内存的页面按先后次序组织成一个队列，并设置一个指针(替换指针)，使它总是指向队首最老的页面。

不足：与进程实际运行规律不相适应（较早调入的页往往是经常被访问的页，频繁被对换造成运行性能降低）

对例1用FIFO算法计算：



①系统用队列对先进先出的页面次序进行记录

②队列最长等于分配的物理块数

③始终置换队首的最老页面



3）Belady 现象

Belady现象：出现分配的页面数增多，缺页率反而提高的异常现象。

描述：一个进程P要访问M个页，OS分配N个内存页面给进程P；对一个访问序列S，发生缺页次数为PE（S,N）。当N增大时，PE(S, N)时而增大，时而减小。

Belady现象的原因：FIFO算法的置换特征与进程访问内存的动态特征矛盾，即被置换的页面并不是进程不会访问的。

例：进程P有5页，程序访问页的顺序如图；比较为进程分配3块和4块时缺页次数？





4）最近最久未使用(LRU)置换算法

无法预测将来的使用情况，只能利用“最近的过去”作为“最近的将来”的近似，因此，LRU置换算法选择最近最久未使用（least recently used）的页面予以淘汰。

对例1用LRU算法计算：





不足：

①有时页面过去和未来的走向之间并无必然的联系。

②相应的需较多的硬件支持：记录每个页面自上次被访问以来所经历的时间t，淘汰时选择页面t值最大的；以及需要快速地知道哪一页是最近最久未使用的页面，用寄存器或栈。

5）轮转算法(clock)，又称最近未使用算法(NRU)

LRU(最近最久未使用算法)近似算法

折衷FIFO

每个页设一个使用标志位(use bit)，若该页被访问则将其置为1。

设置一个指针，从当前指针位置开始按地址先后检查各页，寻找use bit=0的页面作为被置换页。

若指针经过的页use bit=1，修改use bit=0（暂不凋出，给被用过的页面驻留的机会 ），指针继续向下。到所有页面末尾后再返回队首检查。

时钟算法示例



说明：

①增加了一个使用位

②当一页首次加载入内存时，该位为1，当该页被访问时，使用位也置1

③当需要进行页替换时

第一个使用位为0的帧被替换，指针指向缓冲区的下一帧

循环扫描，遇到使用位为1的，变成0

6）算法性能比较


三、请求分段存储管理方式
在请求分段系统中，程序运行之前，只需先调入若干个分段(不必调入所有的分段)，便可启动运行。当所访问的段不在内存中时，可请求OS将所缺的段调入内存。
1、请求分段中的硬件支持
1）段表机制



①存取方式 ：用于标识本分段的存取属性。R,R/W,W

②访问字段A ：用于记录本段被访问的频繁程度。

③修改位M ：表示该段在调入内存后是否被修改过。

④存在状态位P ：指示该段是否已调入内存。

⑤增补位 ：特有字段，表示该段运行中是否做过动态增长

⑥外存地址：用于指出该段在外存上的起始地址(盘块号)。

2）缺段中断机构

发现运行进程所访问段尚未调入内存

由缺段中断机构产生一缺段中断信号

进入OS，由缺段中断处理程序将所需的段调入内存。

缺段中断同样在一条指令的执行期间产生和处理中断，一条指令执行可能产生多次缺段中断。但不会出现一条指令被分割在两个分段中或一组信息被分割在两个分段中的情况。

3）地址变换机构

基于分段系统地址变换机构的基础

段调入内存

修改段表

再利用段表进行地址变换。

总之：就是增加了缺段中断的请求及处理等功能。
2、分段的共享和保护
分段在逻辑意义上划分，实现共享和保护都较方便。以下讨论具体实现：

1）实现共享：共享段表

在内存中配置一张共享段表，每个共享段都占有一表项，记录如下内容：

①共享计数count：

共享段为多个进程所需要，当某进程不再需要它而释放它时，系统并不回收该段所占内存区，仅当所有共享该段的进程全都不再需要它时，才由系统回收该段所占内存区。设置count用于记录有多少个进程需要共享该分段。

②存取控制字段：一个共享段给不同的进程以不同的存取权限。

③段号：对一个共享段，不同的进程可用不同的段号。

2）共享段如何分享与回收

①共享段的分配：

❶第一个请求使用该共享段的进程A：系统为该共享段分配一物理区，再把共享段装入该区；

❷将该区的始址填入A的段表相应项；

❸共享段表中增加一表项，填写有关数据，count置1；

❹其他进程B也调用该共享段时，无需再为该段分配内存，只需在B的段表中增加一表项，填写该共享段的物理地址；在共享段的段表中，填上调用进程的进程名、存取控制等，再执行count:=count+1操作。

②共享段的回收：

包括撤消在进程段表中共享段所对应的表项，执行count:=count-1。

如果count为0，则由系统回收该共享段的物理内存，并取消共享段表中该段所对应的表项。

3）分段保护

①越界检查

段表寄存器存放了段表长度；段表中存放了每个段的段长。

在进行存储访问时，将段号与段表长度比较，段内地址与段长比较。

②存取控制检查

尤其表现在不同进程对共享段的不同使用上。段表每个表项都设置“存取控制”字段，规定该段的访问方式：只读，只执行，读/写

③环保护机构

规定：低编号的环具有高优先权

遵循的原则：一个程序可以访问驻留在相同环或较低特权环中的数据。一个程序可以调用驻留在相同环或较高特权环中的服务