1. 作業系統數位教材 ( 資四 AB)
 版權所有 : 作業系統 ( 第二版 ), 蔡玉彬 , 胡繼陽著 , 學貫出版社

2. 教學目標
 作業系統的目的
 作業系統的歷史演進
 作業系統的分類

3. 作業系統
第一章
概論

4. 作業系統的目的
 提供使用者能夠執行程式的環境，以達到方便使
用與最有效率的目標。
 分配各項電腦的資源來解決問題。其中分配的過
程必須公正而且盡可能有效率。
 當成控制程式來提供兩個主要的服務功能：
– (1) 監督使用者程式的執行狀況，防止錯誤與不正確
的使用電腦，以及
– (2) 管理操作的狀況與控制周邊裝置的輸入與輸出。

5. 電腦系統各部分

6. 何謂作業系統
 由上往下看的觀點
– 可視為一個擴充機器 (extended machine)
 由下往上看的觀點
– 作為資源管理者 (resource manager) 的角色
 作業系統是一種資源管理者 (resource
allocator) 和常駐控制程式 (control program)

7. 第一代電腦
 西元 1945-1955 年
 真空管建構
 無作業系統的存在
 代表系統： ENIAC

8. 第二代電腦
 西元 1955-1965 年
 電晶體建置
 出現程式語言的觀念
 代表系統： TX-0

9. 第三代電腦
 西元 1965-1980 年
 積體電路建置
 代表系統： IBM
System/360
IBM System/360

10. 第四代電腦
 西元 1980-1990 年
 大型積體電路建置
 代表系統：個人電腦

11. 後 PC 時代電腦
圖片來源：資策會 MIC

12. 作業系統的分類
 基本單節點系統
 多節點系統
 特殊應用系統

13. 基本單節點系統
 批次系統
 多重程式系統
 分時系統
 桌上型電腦作業系統
 平行系統

14. 多節點系統
 網路作業系統
 分散式系統
 叢集式系統

15. 特殊應用系統
 即時嵌入式作業系統
 多媒體系統
 手持式系統

16. 批次系統
 使用者必須先把工作 ( 即
想要執行的程式 ) 提交
(submit) 電腦系統
 作業系統將其放入批次佇
列 (queue) 中，排隊等候
執行
 依序從佇列中取出等候的
工作，並執行該工作所指
定的程式

17. 多重程式系統
 採用線上同時週邊作業的方式改善效率。
(Spooling - Simultaneous Peripheral Operation
On Line)
 線上同時週邊作業提供了工作池 (job pool) 的資
料結構

18. 線上同時週邊作業

19. 多重程式運算系統記憶體分配
 利用工作池可以進行工作
排班與 CPU 排班的動作
 工作排班引進多重程式運
作 (multiprogramming) 的
能力
 多重程式運作使得批次系
統能夠有效的利用不同的
系統資源

20. 分時系統
 系統輪流分配 CPU 給每個需要服務的工作，因
為發生轉換的頻率很高，所以使用者可以在每一
個程式執行的時候與其交談。
 每個使用者在記憶體中存有自己的程式，當程式
執行的時候，通當只執行一個短暫的時間，且同
時輸入與輸出動作仍是交談式。
 允許多個使用者同時使用一部電腦
 可能會引發一些安全性的問題

21. 桌上型電腦作業系統
 MS-DOS
 UNIX
 Microsoft Windows
 Linux

22. 平行系統
 處理器共用時脈或記憶體
 對稱多重處理模型
 非對稱多重處理系統

23. 對稱多重處理模型

24. 網路作業系統
 透過網路，將超過一台以上的電腦連接起來，使
得在不同主機上的物件 (objects) 可以經由網路
彼此聯繫
 每台機器都執行本身本地端的作業系統，並擁有
各自的使用者
 使用者必須登入 (login) 機器獲得使用權

25. 分散式系統
 資源共用
 加速計算
 可信度
 通訊功能
 採用主從式 (Client/Server) 架構或是點對點
(peer-to-peer) 架構

26. 一般的主從式架構

27. 叢集式系統
 目的
– 高效能
– 高利用性
– 簡單易用
 分類
– 對稱式叢集
– 非對稱式叢集

28. 叢集式電腦系統架構

29. 即時嵌入式作業系統
 軟式即時 (soft real-time) 系統
 硬式即時 (hard real-time) 系統

30. 多媒體電腦系統
 品質保證（ QoS ）
客戶端
網路
伺服器

31. 手持式電腦系統
 記憶體有限
 處理器速度不快
 以比較小的螢幕來顯示資
訊
 顧及省電與效能
惠普 (HP) 公司所推出的 iPaqH6365 智慧型手機

32. 小結
 設計策略
 硬體掌控性
 分散式處理
 操作環境

33. 作業系統
第二章
電腦與作業系統結構

34. 教學目標
 電腦與作業系統的操作
 電腦系統的成員
 中斷系統設計
 保護機制設計

35. 電腦系統的運作

36. 一般電腦系統的架構

37. Intel Pentium 系統的架構

38. 電腦系統的成員
 輸入與輸出
 主記憶體
 快取記憶體
 輔助記憶體
 磁碟
 其他輔助記憶儲存裝置

39. 從磁碟載入資料到暫存器
所經過的記憶體

40. 指令執行週期

41. 階層式資料載入與儲存架構

42. 硬碟機內部的構造

43. 周邊 I/O 裝置的資料傳遞
 輪詢
 輸入與輸出的中斷
– 同步 I/O 中斷
– 非同步 I/O 中斷
 直接記憶體存取架構

44. I/O 中斷的種類
a) 同步 I/O 與 b) 非同步 I/O

45. 裝置狀態表

46. 保護機制設計
 硬體保護架構
– 使用者模式與
– 核心模式
 輸入與輸出保護
 記憶體保護
 執行權保護

47. 模式切換

48. 定義記憶體範圍的方式

49. 檢查記憶體範圍的方式

50. 小結
 周邊 I/O 裝置的資料傳遞方式，可以採用輪詢、
中斷驅動、或是 DMA 的方式來傳遞資料
 電腦所能夠執行的工作，都必須先存放在主記憶
體中
 確保電腦系統的正確執行，不受惡意或是未經除
錯的使用者軟體干擾，需要一些硬體的輔助才能
達到

51. 作業系統
第三章
作業系統的服務

52. 教學目標
 系統服務項目
 系統呼叫
 系統程式
 使用者介面
 系統結構
 系統設計和實現

53. 系統服務項目
 一般系統服務
– 執行程式
– 輸入與輸出作業
– 除錯以及錯誤處理
– 檔案系統
– 通信
– 錯誤偵測
 其他服務功能
– 資源的分配與紀錄
– 保護系統
– 網路功能
– 服務品質（ QoS ）保證

54. 區域網路架構

55. 廣域網路架構

56. 系統呼叫
 行程管理
 檔案管理
 記憶體管理
 輔助記憶體管理
 裝置系統管理
 通信管理
 資訊維護

57. 系統呼叫範例函式
count = read （ fd, &buffer, nbytes ） ;
系統呼叫函式名稱
回傳值 參數

58. 參數傳遞流程

59. 系統呼叫流程

60. 檔案系統的樹狀分佈

61. 訊息傳遞與共享記憶體

62. 系統程式
 公用程式
 程式語言
 套裝程式

63. 使用者介面
 外殼
 命令列模式介面
 圖形化使用者介面

64. MVC 模式

65. 事件驅動模式之 GUI 系統
鍵盤事件 /ISR
滑鼠事件 /ISR
事件處理
常式
使用者
訊息佇列
使用者
應用程式
GUI 元件 A
GUI 元件 B
GUI 系統
GUI 管理程式
GUI 系統
訊息佇列
事件處理
常式
裝置驅動程式
視窗應用程式

66. 系統結構
 無結構的作業系統
 集成式系統
 分層系統
 虛擬機器
– IBM VM/370
– Java 虛擬機器
 主從式模型系統

67. MS-DOS 的呼叫層次設計

68. 集成式系統架構

69. UNIX 系統架構

70. THE 系統架構

71. 一般系統與虛擬機器系統架構的差
異

72. Java 虛擬機器系統架構

73. Java 程式的運作流程

74. 主從式系統模型

75. 分散式系統上的主從式模型

76. 系統設計和實現
 定義系統目標與規格
– 將些關鍵性 (critical) 伺服器行程在核心模式執行，
以直接存取所有的硬體，但與其他行程之間的連繫仍
透過訊息傳遞的機制
– 在核心中建立最少的機制 (mechanism) ，但是將策略
(policy) 的決定留給使用者空間的伺服器決定
 實現系統
– 組合語言、 C 或是 C++ 語言
 進行效能的調校

77. 小結
 作業系統提供了許多的系統服務與呼叫
 完成系統服務定義之後，需建立系統的結構
 需要使用結構化的方式來設計，將系統規劃成一
系列的層級，並且由各層級負責獨立的工作，減
少系統除錯的時間，目前許多作業系統紛紛採用
這樣的方式來設計。
 虛擬機器則是另外一種層級建立的方式

78. 作業系統
第四章
行程與執行緒

79. 教學目標
 行程的概念
 行程的操作
 執行緒
 行程間的通訊

80. 行程與程式
 程式代表的是一個被的觀念，它只是一堆程式碼
，需要使用者明確地去要求執行才能有所作用
 行程則代表了一個主動的觀念，它可以主動的執
行其所被賦予的任務

81. 行程的狀態
剛產生 結束
就緒 執行中
等待
資源配置完
成
執行結束
等待 I/O
或事件
I/O 完成或
事件發生
分派執行
中斷執行

82. 行程控制表（ PCB ）
struct task_struct {
volatile long state;
unsigned long flags;
unsigned long policy;
int prio, static_prio;
unsigned int time_slice;
cpumask_t cpus_allowed;
/* 本行程依目前 CPU 規劃的狀態 */
struct thread_struct thread;
struct mm_struct *mm;
sigset_t blocked;
struct sigpending pending;
struct files_struct *files;
void *journal_info;
<< 其他省略 >>
}
行程狀態
輸出輸入
相關資訊
CPU 暫存器狀態
記憶體管理
相關資訊
CPU 排班相關資訊

83. 行程的觀點與 CPU 的觀點
行程 1 的
CPU 執行時
間
行程 1 的
CPU 執行時
間
行程 1 的 I/O
等待時間
行程 1 的
CPU 執行時
間
行程 1 的 I/O
等待時間
行程 1 的
CPU 執行時
間
行程 3 的
CPU 執行時
間
由行程的觀點：單一行程的執行
模式
由 CPU 的觀點：行程間的切換執
行
●●●
●●●
行程 2 的
CPU 執行時
間

84. 本文切換（ Context Switch ）
PC
SP
●
●
●
PC
SP
●
●
● PC
SP
●
●
●
CPU 暫存器組 新行程的記憶體舊行程的記憶體
(1) 儲存舊
行程狀態
(2) 回復新
行程狀態
程式碼
堆疊
(3) 新行程
開始執行

85. 行程樹

86. 行程的產生

87. 行程的結束
 理由
– 該行程的父行程呼叫行程結束的系統呼叫，以結束
該行程的執行。
– 該行程已經執行完畢。
 分類
– 串接式結束
– 非串接式結束

88. 執行緒的概念

89. 執行緒的優點
 加快反應速度
 資源分享
 經濟性
– 本文切換
– 產生與結束執行緒

90. 執行緒的層級
 使用者層級
 核心層級

91. 兩個層級間執行緒的對應
 1:1 對應模式
 N:1 對應模式
 M:N 對應模式

92. 1:1 對應模式

93. N:1 對應模式

94. M:N 對應模式

95. 並行行程的分類
 彼此之間都互相獨立，執行過程中不會受其他
行程的影響，而各自完成自己的任務
 彼此之間有合作關係，透過共用資源（如資料
結構、訊號機制等）的使用，來互相溝通合作以
共同完成某些任務，但是它們的執行結果常常會
因為存取共用資源而彼此受到影響

96. 行程間互相合作的好處
 資訊分享
 提升運算效能
 模組化
 便利性

97. 如何達到行程間互相合作的目的？
 行程間的通訊（ IPC ）
– 共用記憶體模式
– 訊息傳遞模式

98. 行程間通訊的模式

99. 共用記憶體模式
共用
記憶體
行程 A 的位址空間 行程 B 的位址空間實體記憶體
(1) 建立記憶
體區塊，放
入位址空間
，並設成可
共用
(2) 取得記憶
體區塊，並
放入位址空
間

100. 潛在問題！！
 A 和 B 兩行程同時用一台印表機做列印？
 同步機制

101. 訊息傳遞模式

102. 基本指令模式
 send （訊息） to （目的地）
 receive （訊息） from （來源）

103. 訊息傳遞模式的行為分類
 單向與雙向
 直接與間接
 暫停式與非暫停式
 有緩衝區與無緩衝區
 可靠與不可靠
 對應模式

104. 直接與間接

105. 會晤現象

106. 等待確認通知

107. 等待確認通知 (2nd)

108. 對應模式

109. 訊息傳遞的實作方式
 信號（ Signal ）機制
– 例如： kill （行程代碼，信號種類）
 虛擬溝通管道
– 例如：管線（ pipe ）、信箱（ mailbox ）、訊息佇
列（ message queue ）和承接口（ socket ）等
 輸入輸出裝置
– 例如：檔案系統

110. 信號之使用範例

111. 虛擬溝通管道

112. 訊息佇列之使用範例

113. 檔案系統之使用範例

114. 小結
 行程是作業系統內所有動作的核心，其基本狀態
包括剛產生、就緒、執行中、等待以及結束等
 作業系統必須提供一些機制，用來動態產生一個
新的行程和將它結束掉
 執行緒也是基本的執行單位，用來減少作業系統
內的行程個數，以及增加整體系統的執行效率
 行程間要互相合作必須靠行程間通訊（ IPC ）
的機制，包括共用記憶體和訊息傳遞兩種模式

115. 作業系統
第五章
CPU排班

116. 教學目標
 概觀
 排班準則
 排班演算法
 多處理器的排班
 排班演算法的評估

117. 排班程式

118. 行程執行模式

119. CPU 排班啟動的時機
 準備就緒
 執行結束
 等待某個事件
 等待的事件發生
 CPU 時間分量結束

120. 分派程式
 本文切換
 由核心模式切回使用者模式
 跳到該行程接下來要執行的程式碼，讓行程重新
啟動

121. 概觀
準備就緒
執行結束
等待某個事件
等待的事件發生
CPU 時間分量結束
CPU 排班程式
就緒佇列
分派程式
選好的下個
執行行程
行程開始執行
本文切換
觸發

122. 排班的準則
 CPU 使用率
 整體成效
 行程所需時間
 等待時間
 回應時間

123. 應用範例
 科學計算
– CPU 使用率高的演算法
 交談式系統
– 回應時間短的演算法
 一般狀況
– 平均

124. 排班演算法
 先來先做
 最短工作優先
 優先權
 循環式
 多層佇列
 多層回饋佇列

125. 先來先做
所需的 CPU 執
行週期時間
行程
A
41 毫秒
行程
B
2 毫秒
行程
C
1 毫秒
行程 A 先到
行程 C 先到

126. 最短工作優先
到達
時間
所需的 CPU
執
行週期時間
行程
A
0.0 8 毫秒
行程
B
1.5 3 毫秒
行程
C
5.0 6 毫秒
行程
D
5.5 3 毫秒
不可搶先
可搶先

127. 優先權
 為每個行程指定它的優先權
 選取下一個要被執行的行程時，是以當時具有最
高優先權的行程為第一優先
 可搶先 v.s. 不可搶先
 潛在問題
– 飢餓
 可被用來模擬其他種類的排班演算法
– 例如：先來先做、後來先執行、最短工作優先

128. 循環式
行程 2 ●●● 行程 n行程 1
時間分量 1 時間分量 2 ●●● 時間分量 n
CPU
執行
計時器
遞減

129. 循環式 (2nd)
到達
時間
所需的 CPU 執
行週期時間
行程 A 0.0 8 毫秒
行程 B 1.5 3 毫秒
行程 C 5.0 6 毫秒
行程 D 5.5 3 毫秒
時間分量為 3

130. 循環式的問題
一段長度為 20 的時間 時間分量
大小
本文切換的
發生次數
40 0
12 1
5 4
1 19

131. 多層佇列

132. 多層回饋佇列

133. 多處理器系統之排班
 目的
– 理論上，多一個處理器就可以同時多執行一項工作，
使系統的執行效能可以得到加倍的提昇
 分類
– 異質
– 同質

134. 對稱式與非對稱式
 非對稱式多重處理
– 主從式的模式
 對稱式多重處理（ SMP ）
– 每個處理器的地位相當，都有自己所屬的 CPU 排班
程式

135. 共用佇列與專屬佇列
CPU[0]
排班程式
CPU[n]
排班程式
就緒佇列
●●●
使用共用佇列的 SMP
CPU[0]
排班程式
CPU[n]
排班程式
就緒佇列
●●●
就緒佇列
使用專屬佇列的 SMP
同步控制

136. 負載平衡
 目的
– 提高系統最大的效能，讓每個處理器都能維持忙碌的
狀態，避免某些處理器一直很忙碌並且還有一堆行程
等待處理，而某些處理器卻閒置著
 做法
– 拉遷移
– 推遷移

137. 處理器偏好
 原因
– 將某行程移到另一個處理器執行的時候，必須把已經
放在原處理器的記憶體和各層快取中的所有資料作廢
，另外再搬移到新處理器的記憶體和各層的快取裡
– 很耗系統時間
 分類
– 軟性偏好
– 硬性偏好

138. 排班演算法的評估
 定量評估
 模擬
 實作

139. 小結
 行程在系統中，從要開始執行到執行結束所需碰到的排
班程式，包括長期、中期和短期排班程式
 討論的 CPU 排班演算法，包括先來先做、最短工作優
先、優先權、循環式、多層佇列以及多層回饋佇列
 多處理器系統的排班考量，包括對稱式多重處理和非對
稱式多重處理、共用佇列與專用佇列、處理器偏好以及
負載平衡等
 評估各種排班演算法效率的方法，通常包括定量評估、
模擬與實作

140. 作業系統
第六章
行程同步

141. 教學目標
 背景
 臨界區間問題
 同步所需的硬體資源
 號誌
 典型的同步問題
 監督程式

142. 並行行程交錯執行的無法預期範例
int number ； // 在共用記憶體區塊
中
// 行程 A
main(){
<< 省略 >>
while(1){
<< 省略 >>
number++ ；
}
// 行程 B
main(){
<< 省略 >>
while(1){
<< 省略 >>
number-- ；
}
}

143. 無法預期的範例（ 2nd ）
 Number 原先的值為 3
 行程 A 並行執行
number++
 行程 B 並行執行
number--
 Number 的執行結果應該
是 3
 Number++
– 暫存器 A = number
– 暫存器 A = 暫存器 A + 1
– number = 暫存器 A
 Number--
– 暫存器 B = number
– 暫存器 B = 暫存器 B - 1
– number = 暫存器 B

144. 無法預期的範例（ 3th ）
步驟 執行行程 執行指令 執行結果
Step1 行程 A 暫存器 A = number 暫存器 A = 3
Step2 行程 A 暫存器 A = 暫存器 A + 1 暫存器 A = 4
Step3 行程 B 暫存器 B = number 暫存器 B = 3
Step4 行程 B 暫存器 B = 暫存器 B - 1 暫存器 B = 2
Step5 行程 B number = 暫存器 B number = 2
Step6 行程 A number = 暫存器 A number = 4
 此種狀況稱為「競爭狀態」

145. 臨界區間
while(1)
{
<< 臨界區間（ Critical section ） >>
<< 剩餘區間（ Remainder section ） >>
}
入口區間（ Entry section ）
出口區間（ Exit section ）

146. 解決臨界區間問題的要素
 互斥
 有限制的等待
 暢通性

147. 軟體實作的範例演算法
ProcessA(){
while (1) {
flag[0] = true;
turn = 1; /* 禮讓行程 B*/
while (flag[1] == true and
turn == 1)
{} ； /* 有人，先等等 */
<< Critical Section >>
flag[0] = false;
<< Remainder Section >>
}
}
ProcessB(){
while (1) {
flag[1] = true;
turn = 0; /* 禮讓行程 A*/
while (flag[0] == true and turn
== 0)
{} ； /* 有人，先等等 */
<< Critical Section >>
flag[1] = false;
<< Remainder Section >>
}
}

148. 同步所需的硬體支援
 目的
– 增加效率
– 正確性
 種類
– 測試並設定（ Test-and-set ）
– 比較並交換（ Compare-and-swap ）

149. Test-and-set 的意義
Boolean
Test-and-set(boolean *target)
{
boolean rv = *target;
*target = true;
return *target;
}

150. Test-and-set 的使用
boolean lock = false;
Process(){
while (1){
while (Test-and-set(lock)) ;
<< Critical Section >>
lock = false;
<< Remainder Section >>
}
}

151. Compare-and-swap 的意義
void
Compare-and-swap(boolean *a, boolean *b)
{
boolean temp = *a;
*a = *b;
*b = temp;
}

152. Compare-and-swap 的使用
boolean lock = false;
Process(){
while (1) {
key = true;
while (key == true) {
Compare-and-swap(lock, key);
}
<< Critical Section >>
lock = false;
<< Remainder Section >>
}
}

153. 號誌
 結構
– 一個整數變數 s
– 一個相對應的等待佇列
– 兩個必須一次完成不能被中斷執行的命令
 Wait(s)
 Signal(s)
 種類
– 二元號誌
– 計數號誌

154. 號誌的用途
 某些資料需要分享給
多個行程，並且在某
些情況下，我們必須
為這些資料提供互斥
的條件
 提供簡單的排班機制

155. 號誌的實作
 目標
– 保持 wait 及 signal 運算的不可分割性
 單處理器的環境
– 不可搶先式排班
 在核心中執行是安全的
– 可搶先式排班
 禁止中斷
 多處理器的環境
– 忙碌等待於硬體提供之同步指令
– 原因
 避免所有的處理器都必須禁止中斷的重大負擔

156. 禁止中斷之範例
atomic operation()
{
disable_interrupt();
real_work();
enable_interrupt();
}

157. 忙碌等待之範例
wait(S){
while (Test-and-set(lock) == true) {
// do nothing
}
S--;
if (S < 0) {
lock = false;
block();
} else {
lock = false;
}
}

158. 號誌的好處
 抽象的觀念，跟底層實作切割
 簡單明瞭，減少負擔
 提供多行程間的同步機制
 可以使用許多不同而互相獨立的號誌，來為許多
不同而互相獨立的程式區間提供同步的機制
 可以使用計數號誌讓多個行程“同時”進入一段臨
界區間中執行
 將忙碌等待的時間降到最低

159. 死結和飢餓
行程 1 行程 2
wait(y)
wait(x)wait(y)
wait(x)
(1) 通
過
(2) 通
過
(3) 卡
住
(4) 卡
住
signal(y
)
signal(x
)
signal(y
)signal(x
)

160. 典型的同步問題
 目的
– 提供同步問題的實例
– 檢驗各同步機制的正確性
 範例
– 生產者消費者問題
– 讀取者寫入者問題
– 哲學家用餐問題

161. 生產者消費者問題

162. 讀取者寫入者問題

163. 哲學家用餐問題

164. 監督程式
 目的
– 強制檢查，減低錯誤發生
 特性
– 高階，具物件導向的精神
 好處
– 可以讓多個並行的行程互相共享所需的資料
– 一次只有一個行程能在高階的同步化機制內動作
– 一定得通過同步機制的檢查才能進入臨界區間中執行

165. 監督程式的架構
Monitor monitor_name {
variable declarations;
function_1 definition;
function_2 definition;
function_3 definition;
……
initialization code;
}
function()
{
wait(mutex);
<< 函式的主體 >>
signal(mutex);
}

166. 情況變數
 定義的情況變數 x
– Condition x;
 結構
condition x {
semaphore x_sem;
int x_count;
}
 合法的運算
– x.wait();
– x.signal();

167. Wait 運算的定義
wait(x)
{
x.x_count++;
if (next_count > 0) {
signal(next);
} else {
signal(mutex);
}
wait(x.x_sem);
x.x_count--;
}

168. Signal 運算的定義
signal(x)
{
if (x.x_count > 0) {
next_count++;
signal(x.x_sem);
wait(next);
next_count--;
}
}

169. 監督程式函式的更改
Function()
{
wait(mutex);
<< body of function >>
if (next_count > 0) {
signal(next);
} else {
signal(mutex);
}
}

170. Java 的範例
 Java 監督程式
– 同步函式
public class MyShareClass {
………………….
public synchronized void mySyncMethod() {
// 省略
}
}
– Wait() 和 notify() 方法
 java.util.concurrent 包裹
– 號誌
– 同步佇列
– 各類的鎖
– 不可分割運算

171. Win32 API 的範例
 可使用的同步物件
– 事件（ Event ）
– 互斥（ Mutex ）
– 號誌（ Semaphore ）
 產生物件的方法
– CreateXXX()
 消滅物件的方法
– CloseHandle()
 等待函式
– 等待單一物件
 WaitForSingleObject()
– 等待多個物件
 WaitForMultipleObjects()
 喚醒等待某物件的行程或
執行緒的函式
– SendEvent()
– ReleaseMutex()
– ReleaseSemaphore()

172. 小結
 競爭狀態與臨界區間
 硬體提供給同步機制的指令
 號誌使同步化更容易
 高階的監督程式具強制檢查的優點

173. 作業系統
第七章
死結處理

174. 教學目標
 何謂死結
 發生死結的必要條件
 資源配置圖
 處理死結的方式
– 預防死結
– 避免死結
– 偵測死結與從死結回復
– 完全不理

175. 何謂死結？
行程 1 行程 2
wait(y)
wait(x)wait(y)
wait(x)
(1) 通過 (2) 通過
(4) 卡住 (3) 卡住

176. 發生死結的必要條件
 互斥
 佔用並等待
 不可搶先
 循環式等待

177. 現實生活中的死結情況

178. 資源配置圖
 節點
– 方塊節點
– 圓形節點
 連接線
– 要求模式
– 指定模式

179. 初始狀態

180. 狀態一

181. 狀態二

182. 發生死結狀態

183. 資源配置圖與死結狀態之間的關係
 在資源配置圖中沒有封閉路徑，就一定代表沒有死結
狀態
 但死結狀態並不代表該資源配置圖中一定可以找到某
條封閉路徑
 縱使在資源配置圖中可以找出某條封閉路徑的話，也
不代表就會產生死結狀態
 但如果在一個每種系統資源都只擁有一個裝置的系統
中，假如可以在其資源配置圖內找出一條封閉路徑的
話，就代表該系統產生了死結狀態

184. 處理死結的方式
 預防
 避免
 偵測與回復
 完全不理（鴕鳥演算法）

185. 預防死結
 打破互斥
 打破佔用並等待
 打破不可搶先
 打破循環式等待

186. 避免死結
 安全狀態
 資源配置圖演算法
 銀行家演算法

187. 安全狀態
 定義
– 作業系統內部存在著一個系統資源的分配順序，使得
當作業系統依照這個分配順序來分配系統資源的話，
將會使得所有的行程都能順利的執行完畢而不會發生
死結
 方法
– 對所有位於這個資源分配順序內的行程 P （ i ）來說
，目前的可用系統資源數量加上行程 P （ i ）本身所
佔用的資源數量以及加上 P （ j ），其中（ j < i ），
所佔用的資源數量一定能夠滿足行程 P （ i ）的最大
需求數量

188. 資源配置圖演算法
 資源配置圖原有
的關係
– 要求
– 指定
 新增的關係
– 可能要求

189. 可能要求關係轉變成為要求關係

190. 要求關係轉變成為指定關係

191. 行程 P2 要求資源 R2 的使用權

192. 一個封閉路徑的產生

193. 發生了死結狀況

194. 作業系統拒絕進行資源分配的動作

195. 銀行家演算法
 目的
– 避免作業系統步入不安全狀態
 跟資源圖演算法的差異
– 可以成功應用在同種系統資源有多個裝置數量的環境

196. 範例—初始狀態
顧客 最大會借金
額
目前借貸金額
王小明
陳小華
胡小頭
劉小文
林小強
7 萬
5 萬
8 萬
9 萬
2 萬
0
0
0
0
0

197. 銀行事先準備了 10 萬元的現金
顧客 最大會借金額 目前借貸金額
王小明
陳小華
胡小頭
劉小文
林小強
7 萬
5 萬
8 萬
9 萬
2 萬
3 萬
0
0
0
0

198. 銀行仍舊剩下 3 萬的資金來做週轉
顧客 最大會借金
額
目前借貸金額
王小明
陳小華
胡小頭
劉小文
林小強
7 萬
5 萬
8 萬
9 萬
2 萬
3 萬
1 萬
1 萬
1 萬
1 萬

199. 剩下 2 萬的資金，處在不安全的狀
態
顧客 最大會借金額 目前借貸金額
王小明
陳小華
胡小頭
劉小文
林小強
7 萬
5 萬
8 萬
9 萬
2 萬
3 萬
1 萬
2 萬
1 萬
1 萬

200. 死結的偵測
 重點
– 作業系統會定時或不定時的檢查目前系統內的行程狀
態，如果發現了死結情形，就嘗試解開這個死結
 優點
– 對作業系統的限制較少
– 不需要定義額外的安全狀態與不安全狀態

201. 死結偵測演算法
 同種資源一個裝置數量環境
– 衍伸自資源配置圖的等待圖
 同種資源多個裝置數量環境
– 類似銀行家演算法

202. 等待圖

203. 從死結狀態中恢復
 結束造成死結狀況的行程的執行
 強制某個行程釋放其所擁有的系統資源

204. 忽略死結
 鴕鳥演算法
 降低作業系統設計的複雜度，也不會嚴重的影響
到系統的穩定性

205. 小結
 死結發生的必要條件有互斥、佔用並等待、不可
搶先和循環式等待等四個
 處理死結的方式包括預防死結、避免死結、偵測
死結與從死結回復、完全不理

206. 作業系統
第八章
記憶體管理

207. 教學目標
 記憶體的基本運作模式
 位址空間的概念
 連續記憶體的配置
 斷裂的問題
 分頁
 分段的概念
 兼採分段與分頁的實例

208. 序論
 一開始因為記憶體的零件很貴，所以得省著用。
 拜 IC 設計技術的進步所賜，記憶體的容量不斷
增大，價格也逐漸便宜下來。
 CPU 的能力增加了，所以也增加了系統可以執
行的程式數目。
 記憶體單元由許多大小不一的使用者行程所共用。
 因為「共用」，所以需要「管理」。

209. 記憶體的基本運作模式
 行程載入記憶體之後，如何知道程式碼所用到
的所有記憶體存取工作要對應記憶體的哪個位
址？
– 利用位址連結 (address binding) 達成。
 何時進行位址連結？
1. 編譯時 (compile time)
2. 載入時 (load time)
3. 執行時 (run time)

210. 從原始檔編譯成可執行程式碼的過
程

211. 動態載入 (Dynamic Loading) (1)
 是指使用者程式要用到的某些常式 (routine) 一
開始並不會載入記憶體中，只有當使用者程式呼
叫的時候才會載入。
 程式先以可重定位的程式碼型態存在磁碟中。

212. 動態載入 (Dynamic Loading) (2)
 當使用者程式載入記憶體並執行到動態載入程式
時，呼叫可重定位的鏈結載入程式 (relocatable
linking loader) 來把要用的程式載入記憶體 並執
行。
 好處 ：
– 不會使用到的程式碼永遠不會被載入記憶體。

213. 動態鏈結 (Dynamic Linking)
 和靜態鏈結 (static linking) 區隔。
 做法 :
1. 當使用者程式要用到系統程式庫時，在程式碼參考
(reference) 系統程式庫的地方做個記號 (stub) 。
2. 這段記號用來指示如何去找尋要用的程式庫 ，如果已載入記
憶體的話該去哪個位址參考，如果還沒載入的話該去磁碟的哪
裡載入。
 優點 :
– 有用到的系統程式庫在記憶體裡只會存在一份，不會重複。
– 鏈結的工作只需進行一次。
– 使用動態鏈結將可使程式庫更新變得更簡單。

214. 重疊 (Overlays)
 有時在執行的時候，並不需要把整個程式載入記
憶體中。
 在執行的過程中有時候只需要程式的某些部分，
而有時候只需要程式的另外一些部分。
 執行時只把必需的程式碼載入系統，不需要的部
分先不要載入，即可省下很多記憶體空間 。
 對象
– 記憶體小而要執行大程式的計算機系統。

215. 採用重疊技巧的實例 - 兩階段組合
程式 (two-pass assembler)
 兩階段組合程式 :
– 採用兩階段步驟把程式的組合碼 (assembly code) 轉
為機器碼 (machine code) 的組合程式。
 要放入記憶體的資料 :
– 除了本身和其他需要的一般常式之外，還會產生第 1
次處理的程式碼、第 2 次處理的程式碼、符號表
(symbol table) 等。

216. 範例 : 兩階段組合程式各部分所需
要的記憶體大小
項目 大小 (Byte)
第 1 次處理的程式碼 60K
第 2 次處理的程式碼 50K
符號表 15K
符號表 40K

217. 置換 (Swapping)
行程 A
行程 A
行程 B
行程 B
實體記憶體 磁碟空間
置換出
（ Swap
Out ）
置換入
（ Swap In ）

218. 位址空間的概念
 在程式碼產生的時候，可以看出牽涉到記憶體存取的部
分，會出現標示為記憶體位址的資料。
 這類由 CPU 所產生的位址，稱為邏輯位址 (logical
address) 。
 要執行時，程式的這些部分在經過一些必要的處理之後
，會變成對記憶體有意義的位址值。
 這樣的位址，稱為實體位址 (physical address) 。
 邏輯位址空間
– 所有邏輯位址所形成的集合。
 實體位址空間
– 而所有實體位址所形成的集合。

219. 邏輯位址和實體位址的轉換方法

220. 連續記憶體的配置
 可供使用者行程使用的記憶體空間可以被視為一
大塊連續的區域。
 如果僅有單一個行程來使用，問題會較單純。
 考慮同時有很多個行程在使用記憶體的情況下，
又是另一個問題。

221. 單一分割配置 (Single-Partition
Allocation)
 系統內同一個時間只有一個行程在使用記憶體，則可將
整個記憶體空間視為單一的區塊。在這種狀況下進行的
記憶體配置，稱為單一分割配置。
 可以搭配重定位暫存器 (relocation register) 、邊界暫存
器 (boundary register) 以及 MMU 來完成。
 適用於把常駐作業系統置於低位址記憶體空間而使用者
行程使用高位址空間的系統。
 好處 :
– 提供記憶體保護 。
– 可以動態地改變常駐作業系統所占的記憶體空間大小。

222. 利用邊界暫存器和重定位暫存器來
進行記憶體配置

223. 多重分割配置 (Multiple-Partition
Allocation)
 把整個記憶體空間劃分為一些固定大小的分割，
每個分割只載入一個行程。
 當有空著的分割時，即從在佇列中等待的行程中
選出一個來載入記憶體。
 等到行程執行結束之後，其佔用的記憶體分割則
被釋放出來。
 此為固定分割方法的一般化 。

224. 記憶體配置的範例

225. 記憶體配置範例的運作歷程

226. 配置記憶體的策略
 最先合適 (First-Fit) ：
– 遇到第一個夠大的「坑洞」就把行程載入。
 最佳合適 (Best-Fit) ：
– 把每一個夠大的「坑洞」都拿來看看，然後選其中最
小的一個來載入行程。
 最差合適 (Worst-Fit) ：
– 也是把每個夠大的「坑洞」都拿來看看，然後選最大
的可用空間來載入行程。

227. 效能比較
 最先合適和最佳合適在時間和記憶體空間的使用
率上優於最差合適。
 在記憶體空間使用率上，最先合適與最佳合適很
接近。
 最先合適的執行時間通常會比較短。

228. 斷裂 (Fragmentation)
 要讓行程載入記憶體，得先配置一塊「足夠的空
間」 。
 所謂「足夠的空間」，除了記憶體的大小要滿足
行程所需之外，還得要是「連續」的空間才行。
 因為不連續的關係，而使得行程不能載入的狀況
，稱之為外部斷裂 (External
Fragmentation) 。

229. 外部斷裂 (External Fragmentation)
 有外部斷裂發生時，會「浪費」記憶體。
 浪費的記憶體多寡，與選擇配置的演算法有關。
 所造成的記憶體浪費程度，主要是和記憶體空間
總量以及行程的平均大小有關。
 百分之五十法則 (50-percent rule)
– 在最佳的狀況下，當配置了 n 單位的記憶體空間時，
還是會因外部斷裂而多浪費了 n/2 單位的空間。

230. 外部斷裂之範例
作業系統
P1
P2
P3
P4
100K
100K
150K
200K
可用空間 =100+150+100
=350
>200
（所需空間）

231. 解決外部斷裂的方法
 內部斷裂 (Internal Fragmentation)
– 當有夠大的「坑洞」可以使用時，配置記憶體時就乾脆把整個
可用空間都要走。
– 所謂的內部斷裂，是指配置出來的記憶體裡有一小段用不到的
空間。
– 好處是減少了記憶體「小碎塊」發生的機會，可用的記憶體空
間也比較容易連續地聚集在一起。
 聚集 (compaction)
– 是把記憶體內零星的可用空間收集起來，並進一步「聚集」成
大一點的「坑洞」。

232. 聚集的範例
作業系統
P1
P2
P3
100K
100K
150K
作業系統
P1
P2
P3
350K聚集
（ a
）
（ b
）
P4

233. 分頁 (Paging)
 為了解決外部斷裂的問題。
 允許行程內的邏輯位址空間可以不連續。
 只要實體記憶體有足夠的可用空間，整個行程就
一定可以載入記憶體去執行。

234. 一般分頁實作的設計
 把邏輯上行程所需的記憶體以及實體記憶體空間
切成許多大小相同的小區塊。
 實體記憶體上的小區塊稱為欄位 (frame) 。
 邏輯記憶體裡的則稱為分頁 (page) 。
 在行程還沒載入之前，所有的分頁都儲存在備份
儲存體上。

235. 一般的分頁實作

236. 分頁實作的運作實例

237. 分頁大小「選得好」的例子

238. 分頁表的實作 (1)
 儲存分頁表的方式，一般的作業系統都是為每一個行程
準備一個分頁表。
 如何將行程和分頁表做個關聯？
– 在行程控制區塊 (PCB ， Process Control Block) 裡儲存一個指
向記憶體中分頁表位置的指標。
 基於效能上的考量，分頁表通常以硬體來實作， 最先想
到的是用暫存器來儲存。
 如果說系統允許分頁表很大，便改把分頁表存到主要記
憶體中，並用分頁表基底暫存器來儲存分頁表的基底
位址 。

239. 分頁表的實作 (2)
 以 PTBR 來處理分頁表的好處是節省內容切換
(context-switch) 的時間，但是存取資料時需要多
耗費一倍的時間。
 解決方法 : 改用相關暫存器 (associative
register) 或翻譯側看暫存區 (translation look-
aside buffer, TLB) 。
 TLB 是由特別的高速記憶體所組成，裡面分為
兩個區域： key 區和 value 區。

240. 使用 TLB 來進行分頁表實作

241. 效能的評估
 用兩種指標來評估
1. TLB 的命中率 (hit ratio):
 要存取的分頁資料可以在 TLB 中找到的機率 。
2. 有效記憶體存取時間 (effective memory access
time) :
[ 有效記憶體存取時間 ] =
[ 命中率 ] × [ 在 TLB 可以找到分頁的記憶體存取總時間 ] +
(1-[ 命中率 ]) × [ 在 TLB 找不到分頁的記憶體存取總時間 ]

242. 分頁的保護機制
 往存取權利與存取範圍兩個方向進行。
 存取權利的保護，是在分頁表上的分頁資料裡使用保護
位元 (protection bit) 來達成。
 存取範圍的保護，是在分頁表裡的每一項資料上另加個
有效 - 無效位元 (valid-invalid bit) 。
– 當此位元設為 1 時，代表此分頁表資料是有效的。換句話說，
此位元設為 0 時，則代表這項分頁表資料無效。
– 所謂分頁表資料無效，是指此分頁不存在於執行中行程的邏輯
位址空間內。

243. 多層分頁 (Multilevel Paging)
 分頁表所占的記憶體空間還是得想辦法縮小，以
節省空間。
 記憶體也沒有足夠的連續空間容納整個分頁表。
– => 把原本在分頁表上的資料區分為很多群 ，形成有
層次的分頁表。

244. 採用兩層分頁機制的邏輯位址之結
構

245. 採用兩層分頁表的邏輯位址 / 實體位
址轉換

246. 反轉分頁表 (Inverted Page Table)
 同樣是面對分頁表太大的問題，與其每個行程都配置了
一個分頁表，不如作業系統畫出一個特別的區域，專門
儲存所有行程的分頁資料。
 儲存分頁資料的地方，稱為反轉分頁表 (Inverted Page
Table) 。
 每一項反轉分頁表的資料會紀錄三項資訊，分別是行程
識別碼 (Process Identifier) 、此分頁在實體記憶體上對
應的欄位數和偏移量。
 實體記憶體上的每個欄位在反轉分頁表中最多只會出現
1 次。

247. IBM RT 的反轉分頁表實作

248. 分頁共用 (Shared Pages)
 使用分頁機制可以共用相同的程式碼。
 做法 : 把可以共用的程式碼集中在幾個分頁上，
然後標示這些分頁。
 共用分頁上的程式碼，都是屬於可重入的
(reentrant) 程式碼。
 共用分頁是唯讀的，不應該被修改。
 採用反轉分頁表的實作對分頁共用會有困難。

249. 分段 (Segmentation) 的概念
 從使用者的觀點來看，記憶體的模樣是由許多不同大小
的分段 (segment) 所組成，這些分段之間並沒有先後順
序的關係。
 由這種觀點出發，衍生出來管理記憶體的方法便稱為分
段法 (Segmentation) 。
 在分段法的機制中，每個分段都有一個名稱，也紀錄了
其長度。
 邏輯位址即由＜分段號碼，偏移量＞這樣的組合所表示。

250. 使用者對於邏輯空間的看法

251. 基本作法

252. 採用分段法的實例

253. 分段表 (Segment Table) 的實作
 和分頁表類似，可以參考分頁表的做法。
 但不適合用暫存器來儲存分段表項目，應該把分段表存
於記憶體裡。
 用分段表基底暫存器 (Segment Table Base Register ，
STBR) 儲存分段表的起始位置。
 用分段表長度暫存器 (Segment Table Length
Register ， STLR) 記錄分段表的長度。
 採用相關記憶體暫存器 (associative memory register)
來儲存近來常用到的分段表資料，減輕因多一次記憶體
參考所帶來的影響。

254. 分段帶來的效益：保護與共用
 分段法可以帶來兩項好處，分別是可以對資料或程式碼
進行保護和共用。
 保護措施 :
– 在分段表上為每個項目準備保護位元 (protection bit) 。
– 當保護位元設為 1 時，表示該項資料代表的分段是被保護著而
不能修改內容而且要照其屬性使用。
 可共用的原因 :
1. 資料與程式碼都會被劃分為一個一個獨立的分段，而且可以被
定義為唯讀與唯執行 。
2. 每個行程會有一個對應的分段表 ，還允許同一個分段出現在不
同行程的分段表項目中。

255. 斷裂的問題
 採用分段法也會遭遇到斷裂 (fragmentation) 的
問題。
 分段法是屬於動態重定位 (dynamic relocation)
的做法，因此可以選擇用聚集的方式 來解決斷
裂的問題。

256. 兼採分段與分頁的實例
 在 Intel Pentium 架構下的 Windows XP
 行程的邏輯位址空間可分為兩個部分 :
– 第一個部分由該行程自有的分段所組成，資料存放在
LDT(Local Descriptor Table) 裡。
– 第二個部分由所有行程共用的分段所組成，資料則存放在
GDT(Global Descriptor Table) 中。
 行程的邏輯位址是一組 ( 選擇子，偏移量 ) 的組合。
 在邏輯位址轉換為實體位址的過程中，會先產生對應的
線性位址 (linear address) 。之後遵循分頁的機制，再由
線性地址產生實體位址。

257. 邏輯位址的意義
 選擇子為 16 位元的值，內容主要分為三個部分
分別用 s 、 g 、 p 來表示。
– s 分段號碼，佔 13 個位元
– g 表示此分段是位於 GDT 還是 LDT ，佔 1 個
位元
– p 代表此位址是否受到保護，佔 2 個位元
 偏移量則是個 32 位元的數字，用來指示要存取
的資料是位於分段中的哪個位置。 。

258. 選擇子的內容

259. 線性位址的內容

260. Intel Pentium 的位址轉換

261. 小結
 位址空間的概念與記憶體配置的問題
 用分頁法來解決外部斷裂
 分段法的概念
 實作上可兼採分頁法與分段法
 效能上，分頁法優於分段法
 兼具簡單和效率，是設計記憶體管理機制的最基
本原則。

262. 作業系統
第九章
虛擬記憶體

263. 教學目標
 背景
 需求分頁
 欄位的配置
 分頁替換
 分頁替換演算法
 輾轉現象
 其他影響效能的因素
 需求分頁

264. 序論
 管理記憶體的方法都基於一個共同的前提：
– 要執行的行程必須可以整個載入記憶體當中。
 如果程式所需要的記憶體大於整個實體記憶體，
那麼就無法執行。
 用虛擬記憶體的技巧來試著解決常常要執行「大
程式」的問題。

265. 動機
 記憶體管理演算法，共通的前提是整個行程要載
入記憶體當中。 也就是要把整個程式的邏輯位
址空間都搬到實體記憶體裡。
 這樣一來造成了一個事實 :
– 程式的大小最多只會和實體記憶體的體積一樣大。
 有時候，把整個程式都載入記憶體是不必要的。
 既然實體記憶體不夠用，就找其他的東西來充當
記憶體。

266. 定義
 所謂的虛擬記憶體，是把輔助儲存體
(secondary storage) 的一部分拿來虛擬成實體
記憶體使用。
 通常搭配分頁法 (paging) 來進行，最常見的技
巧是需求分頁 (demand paging) 。
 也可以搭配分段法 (segmentation) 來實作，例
如需求分段 (demand segmentation) 。

267. 需求分頁 (demand paging)
 基本的精神：有使用的需求，才把分頁載入。
 將程式 ( 行程 ) 劃分成許多大小相同的分頁，然後當執
行中需要用到的時候，才把要用的分頁一個一個載入記
憶體。
 採用有效 - 無效位元 (valid-invalid bit) 來紀錄哪些分頁已
載入記憶體中，而哪些分頁現在還在磁碟裡。
 純粹需求分頁 (pure demand paging): 一開始只載入行
程進入點所在的分頁，之後再根據程式執行的需要，逐
一載入分頁。

268. 分頁錯誤 (page-fault)
 在行程執行當中，有時會存取到還沒有載入記憶體的分
頁，而這種狀況即稱為分頁錯誤。
 遇到分頁錯誤的時候，通常會產生一個中斷，讓作業系
統接管一切。
 分頁錯誤的發生，會先從檢查有效 - 無效位元開始。
 如果要存取的分頁項目之此位元值是無效的，則代表偵
測到分頁錯誤，隨即發出中斷。此中斷是代表作業系統
沒有把行程要用的分頁載入，而不是代表無效位址錯誤。

269. 分頁錯誤發生與處理的過程

270. 效能分析
 指標
– 有效存取時間 :
 存取一次記憶體所耗費的平均時間。
– 記憶體存取時間 :
 真正存取一次記憶體所耗費的時間。
 沒有遇到分頁錯誤時
– 需求分頁的有效存取時間會等於記憶體存取時間。
 有分頁錯誤發生時
– 有效存取時間會大於記憶體存取時間 。

271. 有效存取時間的計算
 在沒有分頁錯誤的情況下，有效存取時間會等於
記憶體存取一次的時間值。如果有分頁錯誤，就
得加上處理分頁錯誤的時間。
 假設發生一次分頁錯誤的機率為 p (0≦ p 1)≦ ，
則 :
[ 有效存取時間 ] =
(1 – p) × [ 記憶體存取時間 ] + p × [ 分頁錯誤處理時間 ]

272. 採用純粹需求分頁？
 問題
– 發生分頁錯誤的機率一定很高，整個系統的效能一定
會大大受影響
 對策
– 有效率的需求分頁
– 最直接的想法
 一次多分配一點分頁欄位給要執行的行程

273. 問題解決了？
 緊接著的問題
– 要分配多少分頁欄位給每個行程才是公平且合理的？
– 如果系統的實體欄位都分配光了那該怎麼辦？
 解決方法
– 欄位配置
– 分頁替換

274. 欄位的配置 (allocation of frames)
 目的
– 當有很多行程存在於記憶體時，決定該為每個行程配
置多少欄位使用。
 方法
– 欄位配置演算法 (frame-allocation algorithm)

275. 欄位數的最小值
 分配給每個行程的欄位最小數量得由計算機的架
構來決定。
 欄位的最大數自然限制於實體記憶體的數量。
 可以分配給每個行程的欄位數便介於這兩個值之
間。

276. 欄位配置演算法
 平等分配 (equal allocation)
– 讓每個行程分到一樣多的欄位。
– 假設總共有 m 個欄位可用，要分配給 n 個行程，則每個行程就
可以分到 m/n 個欄位。
 比例分配 (proportional allocation)
– 根據每個行程所需的記憶體大小，依比例分配。
– 假設行程 pi
需要 si
單位的記憶體，而所有行程所需的記憶體總
量為 S 單位。
– 可用的欄位總數為 m ，分配給其中一個行程 pi
的欄位數為 ai
，
則 ai
的值 為 :
ai
= m × (si
/ S)

277. 分頁替換 (page replacement)
 在行程執行的過程中，分頁會逐漸的佔據記憶體
空間。
 但如果是很多個行程一起跑的話，可能會發生所
謂的過度配置 (over-allocating) ，便增加記憶體
用完的機會。
 當記憶體被用完的時候，把佔用記憶體的分頁選
一些置換出來，騰出空間給別的行程用。

278. 過度配置 (over-allocating)
 在允許多個行程同時執行的環境下，增加了行程
執行的數目，卻配置了超過記憶體實際可用量的
記憶體空間。
 這樣的情形在需求分頁中特別常見。
 當其中一個行程要載入新的分頁時，發現實體記
憶體已經沒有可用的欄位，這時候才知道發生過
度配置。

279. 分頁替換的步驟

280. 引進修改位元的分頁替換
 如果沒有可用欄位的時候，會需要進行兩次分頁轉換
( 移出分頁 1 次、寫入分頁 1 次 ) 。使分頁錯誤處理時間
增加一倍，也隨之增加有效存取時間。
 這樣的代價可用引進修改位元 (modify bit) 來減輕。
 首先為每個分頁與欄位多準備一個位元，一開始都設為
0 。
 如果某個欄位上的分頁資料有被寫入或修改的話，那麼
此欄位的修改位元會以硬體的方式設定為 1 ，代表此欄
位上的分頁有被修改過。
 當要選個「犧牲者」來取代的話，選擇修改位元為 0 的
欄位。

281. 全域替換與區域替換
 在某些狀況下，系統會要求某個行程從其分配到
的欄位中選出一個來替換。
 此時，系統會要求優先權較低的行程選一個欄位
替換出來給高優先權的行程使用。
 原則
– 全域替換 (global replacement)
– 區域替換 (local replacement) 。

282. 全域替換與區域替換 (2nd)
 全域替換
– 需要選一個欄位替換出去的行程，可以指定其他行程
的某個欄位替換出去。
 區域替換
– 需要替換出一個欄位的行程，只能從其擁有的欄位中
選擇一個出來。
 該選哪個分頁取代掉？
– 用分頁替換演算法來解決

283. 分頁替換演算法
 觀察分頁錯誤的機率。分頁錯誤機率越低，表示
演算法的效能越好。
 藉著使用參考字串，計算出發生分頁錯誤的次數
來進行評估。
 用參考字串來計算分頁錯誤次數，還得知道有多
少欄位可用。
 一般來說，有越多欄位可以用，分頁錯誤發生的
次數會越少。

284. 分頁替換的參考情形

285. FIFO 演算法
 當需要選一個分頁來替換的時候，選擇記憶體中
最先載入的分頁替換出去。
 在觀念上最直覺，設計上也最簡單，但是在效能
上的表現並不好。
 如果在參考字串中，某個分頁每個一段時間就會
被參考到，而這樣的出現週期剛好會造成每參考
一下便發生一次分頁錯誤，如此對效能會有很大
的影響。

286. 採用 FIFO 演算法的分頁替換實例

287. 最佳演算法
 「選出未來最長時間之內都不會被用到的那個分
頁替換掉」。
 可以保證分頁錯誤的機率最低，但在實際執行上
很困難。
 困難之處在於得預先知道參考字串的內容，也就
是得預先知道分頁參考的順序。
 如果有很多個行程同時執行，找出這些行程參考
分頁的順序會更困難。

288. 採用最佳演算法的分頁替換實例

289. LRU 演算法
 LRU 演算法 (LRU algorithm) ，是當需要選出一
個分頁當「犧牲者」的時候，就選最近最少被使
用過的分頁出來替換。
 採用 LRU 演算法的分頁替換會比採用 FIFO 演
算法遇到較少的分頁錯誤。

290. 搭配 LRU 演算法的分頁替換實例

291. LRU 演算法的實作
 要想辦法記錄當有發生分頁參考的行為時，是
位於哪個欄位的分頁被參考。又，是何時發生
參考行為的。
 有兩種方法來進行 :
1. 用計數器 (counter) 來紀錄。
2. 使用堆疊 (stack) 來進行。

292. 使用堆疊來進行 LRU 演算法

293. 各種類似 LRU 演算法的做法
 由於硬體配備上的限制，有些系統沒辦法實作出
全部的 LRU 演算法。
 雖然大部分的系統無法提供 LRU 演算法所需要
的硬體支援，但是至少都可以提供所謂的參考位
元 (reference bit) 讓分頁系統使用。
 利用參考位元，雖然無法得知分頁被參考的順序
，但就可以設計出一些接近 LRU 演算法的做法。

294. 擴充參考位元演算法 (Additional-
Reference-Bits Algorithm) (1)
 把參考位元擴充成一個 8 位元的位元組 (byte) ，位元組
的初始值為 00000000 。
 在固定的週期下，根據原來的參考位元更新位元組的值
。
 假設週期為 100ms ，那麼每經過 100ms 的時間之後，
作業系統會把每個分頁對應的位元組向右平移一個位元
，捨棄最低的位元，將目前每分頁的參考位元值當作位
元組最高的位元。
 如此重複進行 8 次，那麼一個位元組的值剛好可以代表
8 個週期內的分頁參考歷程。

295. 擴充參考位元演算法 (Additional-
Reference-Bits Algorithm) (2)
 把此位元組解釋成不帶正負號的整數 (unsigned
integer) ，那麼比較位元組的值就可以看出哪個
分頁較常被參考。
 位元組值越小，代表對應的分頁越不常被參考。
 這樣就可以根據 LRU 演算法的原則，把位元組
值最小的那個分頁選出來替換。

296. 第二次機會演算法 (Second-Chance
Algorithm)
 在該選一個分頁當犧牲品替換出去的時候，首先根據
FIFO 演算法的原則，找出載入最久的分頁。
 檢查此分頁的參考位元，如果位元值為 0 的話，即替換
此分頁。
 如果位元值是 1 的話，便給此分頁「第二次機會」，先
不被替換。
 被給「第二次機會」的分頁，其參考位元會重設為 0 ，
而載入的時間也會被設為接受檢查時的時間。

297. 加強第二次機會演算法 (Enhanced
Second-Chance Algorithm)
 在需要找一個分頁替換出去的時候，對分頁表上
的每個項目進行檢查。
 此時檢查由參考位元和修改位元所組成的有序配
對 (ordered-pair) 。
 有序配對的型態為 ( 參考位元，修改位元 ) 。

298. 加強第二次機會演算法的有序配對
1. (0, 0):
– 這樣代表分頁從來沒被參考過，也沒被修改過，適合直接替換
出去。
2. (0, 1):
– 適合選來替換出去，不過替換出去之前要先把分頁內容寫回磁
碟去，
3. (1, 0):
– 代表分頁有被參考過，不過沒有被修改過。這樣的分頁也許很
快會再被參考，所以不適合選來替換掉。
4. (1, 1):
– 表示分頁既被參考過，內容也被修改過了。最不適合選來當犧
牲者。

299. 計數器演算法 (Counter Algorithm)
 專門記下每個分頁被參考的次數，來當作決定
分頁替換的依據。
 為每個分頁準備個計數器，專門紀錄分頁的參
考次數。
 衍生出以下兩種做法：
1. 「最不經常使用」演算法 (LFU Algorithm) 。
2. 「最常使用」演算法 (MFU Algorithm) 。

300. 分頁庫存演算法 (Page Buffering
Algorithm)
 把分頁寫回磁碟和讓行程重新啟動這兩個步驟如果能夠
同時進行，說不定可以縮短許多處理的時間。
 保留一個可用的欄位當「庫存 (buffer) 」。
 庫存欄位的功能在於犧牲者分頁寫回磁碟的同時，可以
把要載入的分頁寫入庫存欄位中。
 載入完成之後，即可重新啟動行程。
 犧牲者分頁寫回磁碟的工作完成之後，裝載犧牲者分頁
的欄位即清空，成為新的庫存欄位。

301. 布雷第異常現象 (Belady’s anomaly)
 在同樣的分頁參考順序下，分頁錯誤的次數在理
論上會隨著可用欄位的總數增加而減少。
 但是這樣的趨勢並非在每種狀況下都成立，有時
候可用欄位的總數增加了，分頁錯誤的次數卻沒
有減少。
 這種違反一般趨勢的現象，即稱為布雷第異常現
象。

302. 布雷第現象發生的時機
 採用最佳演算法的分頁替換不會發生。
 採用 LRU 演算法的也不會。
 FIFO 演算法則是布雷第異常現象的典型例子。
 雖然 FIFO 演算法不是每種狀況下都會遇到這種
異常現象，但卻是機會最高的。

303. 使用 FIFO 演算法遇到的布雷第異常
現象

304. 輾轉現象 (thrashing)
 當有很多個行程同時執行時，會競相爭取數目固定的實
體記憶體來使用。
 實體記憶體的空間不足而又有分頁錯誤產生時，已經分
配到欄位的行程得替換出一些欄位，讓分頁置換到磁碟
去。
 如果此分頁很快被參考到，則又會產生分頁錯誤，要求
其他行程替換出欄位來。
 如此重複下去，系統的時間就耗費在磁碟 I/O 上，行程
執行完成的時間也被延後了。
 這種非常高頻率的分頁替換，稱之為輾轉現象
(thrashing) 。

305. 輾轉現象的原因

306. 在 CPU 使用率與行程個數關係圖中
顯現的輾轉現象

307. 局部區域模型 (locality model)
 認為當行程執行時，實際執行的順序可以視為在幾個不
同的局部區域 (locality) 間不斷地移動。
 局部區域，是指由某段時間內同時被使用之分頁所形成
的集合。
 因此，程式其實是由許多不同的局部區域所組成，而其
中可能有幾個局部區域是重疊的。
 透過局部區域模型，可以做出以下的假設 :
– 若根據某個行程正在使用的局部區域而分配了足夠的欄位給此
行程，那麼除了要載入局部區域所定義的分頁之外，不會有預
期外的分頁錯誤產生。

308. 工作集合模型 (working-set model)
 是局部區域模型的一種延伸。
 藉著定義工作集合框架 (working-set window) 的大小來
進行。
 令每兩次進行分頁參考之間的間隔時間為 1 個單位時間。
然後假設框架的大小為 Δ ，表示要進行最近 Δ 個分頁參
考的觀察。
 此 Δ 個分頁所形成的集合，即定義為工作集合 (working-
set) 。
 工作集合可視為一個類似於程式內的局部區域。

309. 工作集合的例子

310. 以工作集合模型避免輾轉現象
 觀察的重點在於工作集合的大小，這樣才能決定
至少要分配之欄位數量。
 假設系統內任一個行程 Pi 的工作集合大小為
WSSi ，而 D 是欄位總需求量，此時可推得：
D = ΣWSSi
 假設實體記憶體的可用欄位總數為 m 。
 若某個時刻，欄位總需求量 D 大於實體記憶體
的可用欄位總數 m ，輾轉現象就會發生。

311. 工作模型的用法
 作業系統監督每個行程的工作集合，並且根據其工作集
合的大小分配足夠欄位給各行程。
 分配完畢之後，如果還有額外的欄位可供另一個行程使
用，便載入此新的行程執行。
 每當各行程工作集合的總和大於可用欄位總數的時候，
作業系統便暫停記憶體中的一個行程，並將此行程的分
頁寫出，以便讓其他行程有可用的欄位使用。
 之後如果又有足夠的欄位，此被暫停的行程可重新載入
繼續執行。

312. 分頁錯誤頻率 (page-fault
frequency) 策略
 輾轉現象會伴隨著高頻率的分頁錯誤。
 若能控制行程的分頁錯誤頻率，使其保持在某個程度之
下不再升高，則可避免輾轉現象的發生。
 為分頁錯誤頻率定出上限與下限。
 若偵測到分頁錯誤頻率大於上限，則要增加分配給行程
的欄位數。
 若分頁錯誤頻率小於下限，則逐次減少所分配的欄位數。
 控制分頁錯誤頻率於上限與下限之間，就可以達到避免
輾轉現象的效果。

313. 為分頁錯誤頻率定上限與下限

314. 其他影響效能的因素
 預先分頁 (Prepaging) 的方法
 分頁的大小 (Page Size)
 程式的結構 (Program Structure)
 I/O 互相上鎖 (I/O Interlock) 的狀況
 即時處理 (Real-time handling) 的需求

315. 預先分頁 (Prepaging) 的方法
 在純粹需求分頁下，當剛開始執行行程時，一定會產生
一連串的分頁錯誤。這是因為系統要把起始局部區域
(initial locality) 載入記憶體的緣故。
 這樣子連續產生的分頁錯誤會大幅地影響系統的效能。
 為了避免這樣的狀況，可以採用預先分頁 (prepaging)
的方法。
 預先分頁，是把所有需要的分頁在同一個時刻一起載入
記憶體中。

316. 分頁的大小 (Page Size)
 分頁越小的話，可以越精確地把真正需要使用的資料載
入記憶體。可以避免讓不必要的資料佔據記憶體空間。
 對需求分頁而言，較適合以較小的分頁來進行。
 但是越小的分頁會造成越多次的分頁錯誤，增加更多次
磁碟 I/O 的工作。
 由於分頁錯誤的代價還是遠大於內部斷裂所付出的代價
，故虛擬記憶體的分頁，還是傾向於使用較大的分頁。

317. 程式的結構 (Program Structure)
int A[64][64];
for(j=0; j<64; j++){
for(i=0; i<64; i++){
A[i][j] = 0;
}
}
int A[64][64];
for(i=0; i<64; i++){
for(j=0; j<64; j++){
A[i][j] = 0;
}
}

318. I/O 互相上鎖 (I/O Interlock) 的狀況
(1)
 採用需求分頁時，會有某些狀況需要把一些分頁
「鎖」在實體記憶體裡。
 最常見的例子是當進行大量的資料 I/O 時 ( 如與
磁帶機傳輸資料時 ) ，會需要 I/O 緩衝區。而充
當 I/O 緩衝區的分頁，便需要「鎖」在實體記憶
體內。

319. I/O 互相上鎖 (I/O Interlock) 的狀況
(2)
 把 I/O 緩衝區分頁上鎖的方法 :
– 為每個欄位準備上鎖位元 (lock bit) 。
– 要進行 I/O 時，把 I/O 緩衝區分頁所在欄位之上鎖位
元設定為 1 ，這樣該欄位便不會被替換。
– I/O 完成之後，上鎖位元重設為 0 ，如此 I/O 緩衝區
分頁便回復一般分頁的身分。
 使用上鎖位元具有相當的危險性。
– 若遇到某些錯誤情況，使得某個欄位被上鎖之後無法
解開，那麼此欄位就永遠沒有辦法使用。

320. 即時處理 (Real-time handling) 的需
求
 使用虛擬記憶體節省了記憶體空間，卻可能造成執行時
間的延長。
 如果執行的行程具備了即時處理 (real-time handling) 的
特性，那麼使用虛擬記憶體可能會使其執行失敗。
 即時行程被賦予較高的優先權，以便快速取得 CPU 使
用權，然後要在最短的時間內完成執行。
 使用虛擬記憶體時，會不可預期地拖長執行完成的時間
。
 因此，幾乎所有的即時系統都不使用虛擬記憶體。

321. 需求分段 (demand segmentation)
 缺乏硬體支援分頁法的系統，通常會採用分段法來管理
記憶體，因此也會用分段法實作虛擬記憶體。
 需求分段 (demand segmentation)
– 「有需要之分段才載入記憶體」
 在實際的例子上， Intel 的 80286 CPU 沒有提供分頁法
所需的硬體機制，但是有提供可以支援分段法的硬體機
制。
 因此在此平台執行的 OS/2 作業系統便採用需求分段實
作虛擬記憶體。

322. OS/2 在 80286 平台的需求分段 (1)
 對分段的管理，則是用分段描述子 (segment descriptor)
來紀錄與追蹤。
 對虛擬記憶體的處理方法，是在分段描述子中加入一個
有效位元 (valid bit) ，用來表示此分段是否為「有效」。
 當行程參考到另外一個程式分段或資料分段的位址時，
硬體會檢查該分段的有效位元。
 若有效位元的值代表有效的，則行程會繼續執行。
 若有效位元的值代表不是有效的，便會產生分段錯誤
(segment fault) 的中斷，載入需要的分段，之後讓行程
繼續執行。

323. OS/2 在 80286 平台的需求分段 (2)
 遇到分段錯誤時，若實體記憶體的空間不夠了，
得選個分段替換出去。
 OS/2 在分段描述子當中加入了存取位元
(access bit) 。只要分段中有地方被讀寫過，存
取位元就會被設為 1 。
 系統準備一個佇列來保存每個分段的存取位元。

324. OS/2 在 80286 平台的需求分段 (3)
 每隔一段固定時間，系統會把所有存取位元為 1
的分段紀錄挪到最前面，接著重設所有分段描述
子上的存取位元。
 如此，最近有被存取過的分段總是會排在佇列中
較前面的位置。
 要選擇替換的分段，從佇列的最後面開始選。

325. OS/2 在 80286 平台的需求分段 (4)
 由於沒有特殊的硬體配備可以存放所有的分段資
訊，許多資訊得存在記憶體中，因此便造成了記
憶體空間上與執行時間上的浪費。
 使用分段法來實作虛擬記憶體，效能並不佳。

326. 小結
 虛擬記憶體是拿其他儲存單元充當記憶體使用的機制
 把需要用到的程式部分載入記憶體就好
 可用分頁法來實作虛擬記憶體
 如果過度配置，得進行分頁替換
 考慮欄位配置與欄位替換的問題
 要避免輾轉現象
 還有幾個影響效能的因素
 也可以用分段法實作虛擬記憶體，只是效能較差