虚拟存储器.docx
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虚拟存储器
第五章虚拟存储器
第1节虚拟存储器的基本概念
一、虚拟存储器的引入
在前面介绍的各种存储管理方式中,用户作业一旦被装入内存,就会一直驻留其中,直到进程运行结束(驻留性)。
有些存储管理方式还存在一次性。
因此,用户作业要最终运行完毕,系统必须给它提供不短于作业长度的存储空间。
于是就出现了两种问题:
•长作业无法运行
•大量作业无法同时运行
程序运行的局部性原理:
在一段时间内一个程序的执行往往呈现出高度的局部性。
----P154
程序顺序执行,循环大量存在;数组、记录、流是数据的主体。
局部性原理是在存储分配时克服驻留性、实现虚拟存储的依据。
二、虚拟存储器的定义
定义:
具有请求调入功能和置换功能,能从逻辑上对内存容量进行扩充的一种存储器系统。
其特性和访问速度接近于内存,而其容量和每位的成本却又接近于外存。
特性:
离散性、多次性、交换性、虚拟性
对用户而言,它访问特性和内存一样;它以CPU时间和外存空间换取宝贵内存空间,是操作系统中的一种资源转换(替代)技术。
容量:
•一个虚拟存储器的最大容量是由计算机的地址结构确定的。
如:
若CPU的有效地址宽度为32位,则程序可以寻址范围是0~232-1,即虚存容量可达4GB。
•虚拟存储器的容量与主存的实际大小没有直接的关系,而是在主存与辅存的容量之和的范围内。
三、虚拟存储技术
基本原理:
----P154
把内存与外存有机地结合起来使用,从而得到一个容量很大的“内存”。
当进程开始运行时,先将它的一部分内容装入内存,另一部分暂时留在外存。
在运行过程中,当要访问的指令/数据不在内存时,由OS自动将内存中的一些内容调到外存,藤出空间,再将马上要访问的内容从外存调入内存。
目的:
提高内存利用率;为大作业的运行提供可能。
实现方法:
•请求分页系统
•请求分段系统
第2节请求分页式存储管理方式
一、基本原理
对基本分页式存储管理进行改进:
请求分页式存储管理在进程开始运行之前,不是将作业的全部页装入,而是只装入开始的少数几页(甚至一页)入内存。
之后随着进程的推进,根据运行的需要,利用请求调入技术,动态地装入后续页;当内存空间已满,而又需要装入新的页时,则又利用置换技术,根据某种算法淘汰一个页,以便藤出空间装入新的一页。
请求分页式存储管理需要解决下面三个问题:
•OS如何知道进程要访问的页面在不在内存中;
•当发现缺页时,如何把所缺页面调入内存;
•当内存中没有空闲块时,为了要接受一个新页,需要把老的一页淘汰出去,根据什么策略选择准备淘汰的页。
二、硬件的支持
1、改进页表的结构
•状态位(驻留位):
表示该页目前是在内存还是在外存;
•访问字段:
记录该页最近是否被访问过或被访问的次数;
•修改位:
表示该页在本次读入内存后是否在内存中被改写过;
•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、增加缺页中断机构:
每当进程要访问的一个逻辑地址所属的页目前不在内存,就产生缺页中断,进行调页或换页处理。
•在地址变换过程中,在页表中发现所要访问的页不在内存,则产生缺页中断。
操作系统接到此中断信号后,就调出缺页中断处理程序,根据页表中给出的外存地址,将该页调入内存,使作业继续运行下去(实现了请求调入);
•如果内存中有空闲块,则分配一块,将新调入页装入内存,并修改页表中相应页表项目的驻留位及相应的内存块号;
•若此时内存中没有空闲块,则要淘汰某页。
若将被淘汰的页在内存期间被修改过,则要将其写回外存(实现了置换);
缺页中断的中断处理过程,见下图左。
3、地址变换流程,见下图右
图5-2请求分页中的地址变换和缺页中断处理过程
注意“选择一页换出”框要调用页面置换算法
----P158-159
三、存储分配方法
1、存储分配方法的改进--多次分配:
•在进程开始执行时,只将最开始和最常用的部分(如主程序、主菜单)按页装入内存。
为整个进程建立页表,记录进程各页使用内存的情况。
其他页在进程执行的过程中被动态地装入;
•当需要访问的页不在内存中时,系统产生并处理缺页中断,调入后续页;
•页表在页被调入、换出时要被改写,记录进程的各页对内存使用情况的变化。
2、物理块的分配策略和分配算法
•最小物理块数及其确定
最小物理块数是指能保证进程正常运行所需要的最小物理块数。
它取决于指令的格式、功能和寻址方式。
•物理块的分配算法----P160
•物理块的置换策略----P159-160
四、调页策略
1、调页时机----确定何时调页
•预调入:
一次调入一批预计即将访问的页。
这种方法主要用于进程的首次页调入。
•请求调入:
缺页时调入,一次调入一页。
2、调页地址----确定从何处调入
•全部从对换区调入、调出;----P161
•需要修改的部分从对换区调入、调出,其他部分从文件区调入;
•初次调入,从文件区;调出放到交换区;再次调入,从交换区。
3、调页过程----确定如何调页
调页过程即缺页中断处理程序的处理过程,如前面的框图。
调页过程中,重要的一步是按照一定的页面置换算法淘汰内存中的一页,空出一块来存放新调入的页。
第3节页面置换算法
页面置换算法是“选择一页,换出内存”时选择哪一页的原则和方法。
置换算法的好坏,直接影响存储管理的性能。
置换算法的理想方案,是将那些访问概率高的页面留在内存中,而将那些访问概率最低的页面换出内存。
对换出页面的不同选择形成不同的置换算法。
一个好的页面置换算法应该有较低的页面更换频率,避免频繁地换页造成系统性能的下降。
一、几种简单的算法
1、随机淘汰算法
当系统设计人员无法确定哪类页访问的频率低的情况下,就随机地选择一个用户页,将其换出。
2、最佳置换算法(只是一种理论上的算法)
每次将以后最长时间内不再被访问或永远不再被访问的页换出。
该算法保证最低的缺页率。
二、先进先出(FIFO)置换算法
1、算法思想:
选择在内存中驻留时间最长的页,交换出去。
例如:
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访问串:
7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1
图5-4利用FIFO算法时的页面置换图
2、算法的实现:
将一个进程已调入的页按进入的先后次序链成一个队列,设一个头指针、一个尾指针。
每次将头指针指向的页替换出去;新调入的页插到队尾。
3、算法的特点:
•简单、易实现,需要的硬件支持少。
•但是,经常要使用的页,频繁地被选择换出(最先被调入的页可能是最常使用的)。
三、最近最久未使用(LRU)置换算法
1、算法思想:
选择最后一次访问时间距离当前时刻最长的一页并淘汰之。
即淘汰没有使用的时间最长的页。
该算法需要较多的硬件支持。
图5-5利用LRU页面置换算法时的页面置换图
2、硬件支持与实现
(1)移位寄存器:
为每个在内存中的页面配置一个移位寄存器(字),初值为0,可表示为
R=Rn-1Rn-2Rn-3…R2R1R0
•当该页面被访问时,将R的最高位置1;
•系统定时将所有页面的移位寄存器逻辑右移一位,进行除2操作;
•换页时将移位寄存器值最小的页淘汰。
例:
P165图5-6
(2)栈:
保存当前页面使用的变化情况
为每个进程建立一个栈,栈的大小等于分配给进程的块数;新调入的页,页号压入栈顶;栈中某页被访问时,页号被抽出,压入栈顶;换页时淘汰栈底的页。
图5-7用栈保存当前使用页面时栈的变化情况
3、算法特点
•比较接近理想的置换算法;
•需要较多的硬件支持。
四、Clock置换算法(简化的LRU算法)
1、算法思想:
页表增加“指针”项,链接所用已在内存中的页;页每被访问一次,将该页的访问位置1;选择淘汰页时:
图5-8简单Clock置换算法的流程和示例
2、改进型Clock置换算法
由访问位A和修改位M可以组合成下面四种类型的页面:
•1类(A=0,M=0):
表示该页最近既未被访问,又未被修改,是最佳淘汰页。
•2类(A=0,M=1):
表示该页最近未被访问,但已被修改,要淘汰它需要回写,是次一等的淘汰页。
•3类(A=1,M=0):
最近已被访问,但未被修改,该页有可能再被访问。
•4类(A=1,M=1):
最近已被访问且被修改,该页有可能再被访问。
其淘汰的过程可分成以下三步:
(1)从指针所指示的当前位置开始,循环扫描队列,寻找A=0且M=0的第一类页面,将所遇到的第一个这样的页面作为所选中的淘汰页。
在第一次扫描期间不改变访问位A。
(2)如果第一轮循环没找到合适的页,即查找一周后未遇到第一类页面,则开始第二轮扫描,寻找A=0且M=1的第二类页面,将所遇到的第一个这类页面作为淘汰页。
在第二轮扫描期间,将所有扫描过的页面的访问位都置0。
(3)如果第二步也没找到合适的页,即未找到第二类页面,则当指针返回到开始的位置,并已将所有的访问位A复0。
然后重复第一步,如果仍失败,必要时再重复第二步,此时就一定能找到被淘汰的页。
五、其他置换算法
1、最少使用(LFU:
LeastFrequentlyUsed)置换算法
2、页面缓冲算法(PBA:
PageBufferingAlgorithm)
六、虚拟存储与系统性能
1、多道度与处理机利用率(CPU执行用户进程的时间多少)
由于请求分页式存储,可以只装入很少的页,一道作业就可以开始运行,存储利用率很高。
人们往往希望尽量多装几道进程,并发执行,即增加系统的多道度。
但是:
图5-9多道度与处理机利用率
其原因就是如果并发执行的进程过多、每个进程分得的块少,缺页处理占据了过多的CPU时间,CPU执行用户进程的时间少了。
缺页次数是影响系统性能的一个重要因素。
2、抖动问题
在请求分页式存储管理中,页面在内存与外存之间频繁调度,以至于调度页面所需时间比进程实际运行的时间还多,此时系统性能急剧下降。
这种现象称为颠簸或抖动。
原因:
----P170
•分配给单个进程的物理页面数太少,不能满足进程正常运行的基本要求--根本原因;
•页面淘汰算法不合理。
3、关于工作集
工作集初步定义:
某指定时间段内,进程将要访问页的集合;
基于的思想是:
在时刻t的前一段时间进程的工作集包含哪些页,那么在t时刻的后一段时间该进程的工作集最有可能还包括这些页。
工作集的窗口:
回顾的时间段的长度;
工作集再次定义:
从当前时刻t开始,回顾Δ(一个工作集的窗口)时间,已访问的页集合。
4、抖动预防的方法
•采用局部置换策略;
•在创建新进程前,观察系统中是否已经有进程缺块很严重。
如果是,优先为现有进程增加块,而暂缓创建新进程--避免增加多道度;
•利用“L=S”准则调节缺页率,若L>S则可以分新块给进程或创建新进程,否则只能换页。
----P172
第4节请求分段存储管理方式
对基本分段式存储管理进行改进:
请求分段式存储管理在进程开始运行之前,不是将作业的全部段装入,而是装入开始的少数几段(甚至一段)入内存。
之后根据进程运行的需要,利用请求调入技术,动态地装入后续段;当内存空间已满,而又需要装入新的段时,则又利用置换技术,根据某种算法淘汰段,以便藤出空间装入新的段。
一、硬件支持
1、改进段表:
----P173
2、改变地址变换过程
图5-13地址变换过程
3、增加缺段中断机构,每当进程要调用或访问的一个逻辑段目前不在内存,就产生缺段中断。
图5-12缺段中断处理程序的流程
二、段的共享与保护
1、共享段表
为实现段的共享,除每个进程有自己的段表外,系统建立一个共享段表,每个共享段在其中占一个表项。
2、共享段的存储分配
•对第一个请求使用该共享段的进程,由系统为该共享段分配一物理区,再把共享段调入该区,同时将该区的有关信息填入请求进程的段表的相应项中。
还须在共享段表中增加一表项,填写有关信息,把count置为1;
•当又有其它进程请求调用该共享段时,由于该共享段已被调入内存,故此时无需再为该段分配内存,而只需在请求进程的段表中,增加一表项,填写该共享段的有关信息;在共享段的段表中,填上请求进程的进程名、存取控制等信息,再执行count∶=count+1操作,以表明增加了一个进程共享该段。
3、共享段的存储回收
当共享此段的某进程不再需要该段时,可释放该段:
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,以及取消在共享段表中该段所对应的表项,表明此时已没有进程使用该段;否则(减1结果不为0),则只需要取消调用进程在共享段表中的有关记录。
4、存储保护
•越界检查----地址变换中的地址越界检查
•存取控制检查----利用段表的存取控制字段
•环保护机构简介----每个进程按优先权确定一个环编号,P176-177
本章作业:
P1775、9、13、18、21