虚拟存储器

虚拟存储器

逻辑上扩充内存

• 虚拟存储器的基本概念
• 引入、实现、特征
• 请求分页存储管理方式
• 硬件支持、地址变换、分配算法
• 页面置换算法
• 性能分析
• 请求分段存储管理方式

1. 常规存储器管理方式的特征和局部性原理

常规存储器管理方式的特征：

1）一次性。要求将作业全部装入内存才能运行，当程序大于内存时，作业无法运行。
2）驻留性。装入内存中用的作业一直驻留内存，直到运行结束（处于等待状态的进程也占用内存）。

局部性原理：

时间局部性(temporal locality)
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(spatial locality)
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位置。

虚拟存储器的定义和特征

虚拟存储器定义：
具有请求调入功能和置换功能， 能从逻辑上对内存容量加以扩充的一种存储器系统。
其逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定，其运行速度接近于内存速度，而每位的成本却又接近于外存。

虚拟存储器的特征 :

多次性：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。
虚拟性：从逻辑上扩充内存容量。

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

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）

交换技术与虚存使用的调入调出技术有何相同和不同之处？
主要相同点是都要在内存与外存之间交换信息；

主要区别在于交换技术换出换进一般是整个进程(proc结构和共享正文段除外)，因此一个进程的大小受物理存储器的限制；
而虚存中使用的调入调出技术在内存与外存之间来回传递的是存储页或存储段，而不是整个进程，从而使得进程映射具有了更大的灵活性，且允许进程的大小比可用的物理存储空间大的多 。

虚拟存储的实现方式

1、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
  

• 状态位P：表明该页是否在内存。

• 访问字段A：记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本页最近有多长时间未被访问，供换出页面时参考。

• 修改位M：查看此页在调入内存后是否被修改过。供置换页面时参考。

• 外存地址：指出该页在外存上的地址，供调入该页时参考。
  2） 缺页中端机构
  

物理块的分配策略

• 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
• 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
• 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。

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。
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：
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。

调页策略

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。

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：
系统拥有足够的对换区空间：
1）进程运行前所有页面由文件区拷贝到对换区；
2) 运行需要的页面全部从对换区调入内存，提高调页速度。
系统缺少足够的对换区空间：
1) 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）
2) 可能被修改的部分，在对换区操作。
UNIX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。

页面调入过程
程序运行前需要装入内存：上述策略处理何处调入；
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。

1） 请求分页中的页面置换算法
最佳置换算法

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。

先进先出置换算法
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）

最近最久未使用LRU算法
根据页面调入内存后的使用情况来做出决策。
为了快速知道哪一页是最近最久未使用的页面，需要硬件支持。

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。

寄存器
页面被访问后的操作：

       将该页对应的寄存器的Rn-1位置为1

如何记时：

         由系统发出定时信号，每隔一定时间将所有寄存器右移1位。

某一时刻，比较各寄存器的值，被用到的标志1逐渐往低位上积累，若高位上没有1，就说明最近没用过。所以最近最久未使用的就是寄存器值最小的那个页。

栈
某页面被访问，便将该页面的页面号从栈中移出，将它压入栈顶。因此：栈顶始终是最新被访问页面的编号，越久未使用，页面越被压在栈底。

Clock置换算法

• 简单的Clock置换算法
  只需要为每页设置一位访问位，再将内存中的所有页面都通过链接指针连接成一个循环队列。当某页访问时，其访问位被置为1.置换算法在选择一页淘汰时，只需要检查页的访问位。如果是0，就选择该页换出。若为1，则将其重新置为0，暂不换出。

• 改进的Clock置换算法

在Clock算法的访问为A基础上加一个修改位M。
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， 并不是很好的淘汰页。
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， 该页可能再被访问。

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。

抖动
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)

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。

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。

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。

工作集

某段时间间隔中，进程实际要访问的页面的集合。可以用一个二元函数W(t, )来表示， t是当前的执行时刻， 称为工作集窗口（working-set window ）。

工作集大小的变化

进程开始执行后，随着访问新页面逐步建立较稳定的工作集。
当内存访问的局部性区域的位置大致稳定时，工作集大小也大致稳定；
局部性区域的位置改变时，工作集快速扩张和收缩过渡到下一个稳定值。

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。

正确选择工作集的大小，对存储器的利用率和系统吞吐量的提嵩，都将产生重要影响。

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。

2、请求分段存储管理方式

存取方式：表明本段是只执行、只读，还是允许读/写。
访问字段A ：用于记录该段被访问的频繁程度。
修改位M：用于记录该段在进入内存后是否被修改过。
存在位P ：记录该段是否已调入内存。
增补位：表明本段在运行过程中，是否做过动态增长。
外存始址：表明本段在外存中的起始盘号。
2、缺页中断机构
中断处理过程

地址变换机构

共享段的分享与回收
共享段的分配

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；
将该区的始址填入A的段表相应项；
共享段表中增加一表项，填写有关数据，count置1；
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。

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。

分段保护

• 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。

• 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

• 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