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第五章 虚拟存储器

第五章 虚拟存储器

作者: Pakho柏豪 | 来源:发表于2018-11-20 20:38 被阅读0次

    1.虚拟存储器的基本概念

    1)常规存储器管理不足的原因:

    常规存储器管理方式的特征:

    一次性:作业在运行前一次性地全部装入内存

    驻留性:作业装入内存后,便一直驻留在内存中,直至作业运行结束

    2)局部性原理

    时间局部性:被引用过一次的存储器位置很可能在不远的将来再被多次引用

    空间局部性:如果一个存储器位置被引用了一次,那么程序很可能在不远的将来引用附近的一个存储器功能。

    基于局部性原理

    程序运行前,不需全部装入内存(打破一次性)

        仅装入当前要运行的部分页面或段即可运行,其余部分暂留在外存上。

       缺页/段的情况:要访问的页(段) 尚未调入内存程序应利用OS所提供的请求调页(段)功能,       将它们调入内存,使程序继续执行。

    调入需要的页/段时,如果内存已满,无法再装入新页(段),通过置换功能将内存中暂时不用的页(段)调至外存,腾出足够的内存空间。(不总驻留)

    3)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

    内存逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定

    运行速度接近于内存速度

    每位的成本却接近于外存。

    4)虚拟存储器的实现

    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。

    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

    5)虚拟存储器的特征

    离散分配方式是基础

    多次性:一个作业被分成多次调入内存运行

    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)

    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。

    2.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

    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:

    “保护CPU环境”

    “分析中断原因”

    “转入缺页中断处理程序”

    “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

    2)内存分配

    (1)最小物理块数的确定

    少于此数量进程将不能运行

    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

    固定分配、局部置换

    可变分配、全局置换

    可变分配、局部置换

    (3)物理块的分配算法

    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

    所有可用物理块分两部分:

    一部分按比例分配给各进程;

    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

    预调页策略

    请求调页策略

    (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:

        ①首先保留CPU环境

       ②分析中断原因后,转入缺页中断处理程序。

       ③处理:判断是否置换、页表信息更新

       ④恢复现场,重新操作页面。

    3.页面置换算法

    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。

    2)先进先出FIFO置换算法

    先进入的先淘汰,即选择内存中驻留时间最久的页面予以淘汰。

    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)

    3)最近最久未使用(LRU)置换算法

    不足:有时页面过去和未来的走向之间并无必然的联系。

    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。

    4)CLOCK置换算法

    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。

    说明:

    增加了一个使用位

    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

    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

    改进CLOCK:

    改进:主要考虑对没访问过的页面再细分是否修改过的不同情况,减少因修改造成的频繁I/O操作。

    每页除记录是否用过A,还记录是否修改的标志M。置换时根据两个标志的值有4种不同情况的处理。

    5)其他

    (1)最少使用 (LFU, Least Frequently Used)

    关键在次数记录上

    每页设置访问计数器,每当页面被访问时,该页面的访问计数器加1;缺页中断时,淘汰计数值最小的页面,并将所有计数清零;

    计数的实现类似LRU,用移位寄存器,但比较时不是简单比较寄存器的值,而是比较寄存器每位的和∑Ri。

    (2)页面缓冲算法PBA(page buffering algorithm)

    对FIFO算法的发展,弥补了FIFO可能造成的I/O开销,又不需要LRU等算法的硬件支持。

    仍用FIFO算法选择被置换页

    但并不将其马上换入外存。

    系统将页面放入两个链表之一:如果页面未被修改,就将其归入到空闲页面链表的末尾;否则将其归入到已修改页面链表。

    需要调入新的物理页面时,将新页面内容读入到空闲页面链表的第一项所指的页面,然后将第一项删除(从空闲链表摘下)。

    空闲页面和已修改页面,仍停留在内存中一段时间,如果这些页面被再次访问,只需较小开销,而被访问的页面可以返还作为进程的内存页。

    当已修改页面达到一定数目后,再将它们一起调出到外存,然后将它们归入空闲页面链表,这样能大大减少I/O操作的次数。

    6)虚拟存储管理下访问内存的有效时间

    7)影响缺页率的主要因素

    (1)分配给作业的主存块数:

    多则缺页率低,反之则高。

    (2)页面大小:

    大则缺页率低;反之则高。

    (3)页面调度算法:

    对缺页中断率影响很大,但不可能找到一种最佳算法。

    (4)程序编制方法:

    以数组运算为例,如果每一行元素存放在一页中,则按行处理各元素缺页中断率低;反之,按列处理各元素,则缺页中断率高。

    8)抖动

    (1)系统抖动:

    为了提高处理机利用率,可增加多道程序并发度;

    但进程数目增加过多,每个进程分配得到的物理块太少,在某个临界点上,会出现刚被淘汰的页很快又需重新调入;而调入不久又被淘汰出去;出现频繁缺页

    大部分处理器时间都用在来回的页面调度上,这种局面称为系统抖动或颠簸(thrashing)

    (2)抖动的后果:

    缺页率急剧增加

    内存有效存取时间加长,

    系统吞吐量骤减;系统已基本不能完成什么任务,而是忙于页面对换操作,cpu虽然忙,但效率急剧下降。

    (3)根本原因:

    页面淘汰算法不合理;分配给进程的物理页面数(驻留集)太少。

    (4)常用防抖动方法:

    局部置换策略;

    页面调入内存前检查各进程工作集,为缺页率高的增加有限物理块;

    L缺页间的平均时间=S置换一个页面所需时间,可使磁盘和cpu达到最大利用率;

    抖动发生时选择暂停一些进程,调节多道程序度。

    (5)工作集模型的原理:

    操作系统跟踪每个进程的工作集,并为进程分配大于其工作集的物理块。

    如果还有空闲物理块,则可以再调一个进程到内存以增加多道程序数。

    如果所有工作集之和增加以至于超过了可用物理块的总数,那么操作系统会暂停一个进程,将其页面调出并且将其物理块分配给其他进程,防止出现抖动现象。

    (6)驻留集

    驻留(常驻)集是指在当前时刻,进程实际驻留在内存当中的页面集合。

    工作集是进程在运行过程中固有的性质,而驻留集取决于系统分配给进程的物理页面数目,以及所采用的页面置换算法;

    如果一个进程的整个工作集都在内存当中,即驻留集 <=工作集,那么进程将很顺利地运行,而不会造成太多的缺页中断(直到工作集发生剧烈变动,从而过渡到另一个状态);

    当驻留集达到某个数目之后,再给它分配更多的物理页面,缺页率也不会明显下降。

    4.请求分段存储管理方式

    1)请求分段中的硬件支持

    (1)段表机制

    (2)缺段中断机构

    (3)地址变换机构

    2)分段的共享和保护

    (1)实现共享:共享段表

    (2)共享段如何分享与回收

    ①共享段的分配

    ②共享段的回收

    ③分段保护

    a.越界检查

    b.存取控制检查

    c.环保护机构


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