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