虚拟存储器

虚拟存储器

虚拟存储器概述

1. 常规存储器管理方式的特征

   • 一次性：在前面所介绍的几种存储管理方式中，都要求将作业全部装入内存后方能运行
   • 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

   • 时间局限性：如果程序中的某条指令一旦执行，则不久以后该指令可能再次执行； 如果某数据被访问过，则不久以后该数据可能再次被访问。（循环操作）
   • 空间局限性：一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也将 被访问。（顺序执行）

3. 虚拟存储器的定义和特征

   • 定义：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。
   • 特征：
     • 多次性：多次性是指一个作业被分成多次调入内存运行
     • 对换性：对换性是指允许在作业的运行过程中进行换进、换出
     • 虚拟性：虚拟性是指能够从逻辑上扩充内存容量

请求分页存储管理方式

1. 请求分页中的硬件支持

   1. 页表机制

      1. 状态位 P：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考。
      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，供选择换出页面时参考。
      3. 修改位 M：表示该页在调入内存后是否被修改过。M 位供置换页面时参考。
      4. 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. 缺页中断机构

      它与一般的中断相比，有着明显的区别

      • 在指令执行期间产生和处理中断信号
      • 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. 请求分页中的内存分配

   在为进程分配内存时，将涉及到三个问题：第一，最小物理块数的确定；第二，物理块的分配策略；第三，物理块的分配算法。

   1. 最小物理块数的确定

      取决于指令的格式、功能和寻址方式

   2. 内存分配策略

      在请求分页系统中，可采取两种内存分配策略，即固定和可变分配策略。在进行置换 时，也可采取两种策略，即全局置换和局部置换。

      • 固定分配局部置换(Fixed Allocation，Local Replacement)

      固定分配：为 每个进程分配固定数目的物理块

      局部置换：，如果进程 在运行中发现缺页，则只能从该进程在内存的 n 个页面中选出一个页换出，然后再调入一 页，以保证分配给该进程的内存空间不变。

      • 可变分配全局置换(Variable Allocation，Global Replacement) 大锅饭

        可变分配：先为进程分配一定数目的物理块，在进程运行期间根据情况适当的增加或减小

        全局置换：发现缺页从OS保留空闲块中取出一块分配，当OS无空闲块，则从一个选中进程块中抽取

      • 可变分配局部置换(Variable Allocation，Local Replacement) 会哭的孩子有糖吃

        如果进程在运行中频繁地发生缺页中断，则系统须再为该进程分配若干 附加的物理块，直至该进程的缺页率减少到适当程度为止；反之，若一个进程在运行过程 中的缺页率特别低，则此时可适当减少分配给该进程的物理块数

   3. 物理块分配算法

      • 平均分配算法
      • 按比例分配算法
      • 考虑优先权的分配算法

3. 页面调入策略

   1. 预调页策略：如果进程的许多页是存放在外存的一个连续区域中，则一次调入若干个相邻的页，会 比一次调入一页更高效些
   2. 请求调页策略：但这种策略每次仅调入一页，故须花费较大的系统开销，增加了磁盘 I/O 的启动频率。

页面置换算法

1. 最佳(Optimal)置换算法

   其所选择的被淘汰页面， 将是以后永不使用的，或许是在最长(未来)时间内不再被访问的页面。

   

2. 先进先出(FIFO)页面置换算法

   该算法总是淘汰最先进入内存的页面，即选择在内存中驻 留时间最久的页面予以淘汰

   

3. 最近最久未使用(LRU)置换算法

   LRU 置换算法是选择最近最久未 使用的页面予以淘汰。

   

   LRU置换算法的硬件支持

   1. 寄存器

      为了记录某进程在内存中各页的使用情况，须为每个在内存中的页面配置一个移位寄 存器，可表示为

      

      当进程访问某物理块时，要将相应寄存器的 Rn－1 位置成 1。此时，定时信号将每隔一 定时间(例如 100 ms)将寄存器右移一位。如果我们把 n 位寄存器的数看做是一个整数，那么， 具有最小数值的寄存器所对应的页面，就是最近最久未使用的页面。

      

      由图可以看出，第 3 个内存页面的 R 值最小，当发 生缺页时，首先将它置换出去。

   2. 栈

   可利用一个特殊的栈来保存当前使用的各个页面的页面号。每当进程访问某页面时， 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，而栈底则是最近最久未使用页面的页面号。

   

4. 最少使用(Least Frequently Used, LFU)置换算法

   寄存器R中1位数最少淘汰

   对比LRU

   ​ 2 1 1 0 4

   LRU： 2 21 21 01 04

   LFU： 2 21 21 01 41

5. Clock 置换算法

   Clock 算法就是用得较多的一种 LRU 近似算法。

   1. 简单的Clock置换算法（NRU）

      当采用简单 Clock 算法时，只需为每页设置一位访问位，再将内存中的所有页面都通过 链接指针链接成一个循环队列。当某页被访问时，其访问位被置 1。置换算法在选择一页淘 汰时，只需检查页的访问位。如果是 0，就选择该页换出；若为 1，则重新将它置 0，暂不 换出，而给该页第二次驻留内存的机会，再按照 FIFO 算法检查下一个页面。当检查到队列 中的最后一个页面时，若其访问位仍为 1，则再返回到队首去检查第一个页面。

      

   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. 从指针所指示的当前位置开始，扫描循环队列，寻找 A=0 且 M=0 的第一类页面， 将所遇到的第一个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. 如果第一步失败，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. 如果第二步也失败，亦即未找到第二类页面，则将指针返回到开始的位置，并将所 有的访问位复 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。

6. 页面缓冲算法(PBA：Page Buffering Algorithm)

   该算法规定将一个被淘汰的页放入两个链表中的一个，即如果页面未被修改，就将 它直接放入空闲链表中；否则，便放入已修改页面的链表中。

“抖动”与工作集

1. 多道程序度与“抖动”

   • 多道程序度：系统中能运行的进程数
   • 抖动：每个进程大部分时间都用于也免得换进/换出，而几乎不能再去做任何有效的工作，从而导致处理机急剧下降并趋于0的情况
   • 发生抖动的原因：同时在系统中运行的进程太多，由此分配给每个进程的物理块太少，不能满足进程正常运行的基本要求，知识每个进程运行时，频繁的缺页，必须请求系统将所缺之页调入内存。

2. 工作集

   • 定义：在某段时间间隔$△$里，进程实际所要访问页面的集合，在时间t的工作集$w(t,△)$,其中$△$称为工作集的窗口大小
   • 工作集$w(t,△)$是二元函数，即在不同时间t的工作集，所含页面不同，工作集与$△$有关$w(t,△)\subseteq w(t,△+1)$

3. “抖动”的预防方法

   1. 局部置换策略

   2. 工作集算法

   3. 利用“L = S”准则调节缺页率：

      其中L是缺页之间的平均时间，S是平均缺页服务时间，即用于置换一个页面所需的时间。
      如果是L远比S大，说明很少发生缺页，磁盘的能力尚未得到充分的利用；反之，如果是L比S小，则说明频繁发生缺页，缺页的速度已超过磁盘的处理能力。
      只有当L与S接近时，磁盘和处理机都可达到它们的最大利用率。理论和实践都已证明，利用“L=S”准则，对于调节缺页率是十分有效的。

   4. 选择暂停进程

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

      

      • 存取方式：用于标识本分段的存取属性是只执行、只读，还是允许读/写。
      • 访问字段 A：其含义与请求分页的相应字段相同，用于记录该段被访问的频繁程度。
      • 修改位 M：用于表示该页在进入内存后是否已被修改过，供置换页面时参考。
      • 存在位 P：指示本段是否已调入内存，供程序访问时参考。
      • 增补位：这是请求分段式管理中所特有的字段，用于表示本段在运行过程中是否做 过动态增长。
      • 外存始址：指示本段在外存中的起始地址，即起始盘块号。

   2. 缺段中断机构

      

   3. 地址变换机构

2. 分段的共享与保护

   1. 共享段表

      • 共享进程计数 count。非共享段仅为一个进程所需要。当进程不再需要该段时，可 立即释放该段，并由系统回收该段所占用的空间。
      • 存取控制字段。对于一个共享段，应给不同的进程以不同的存取权限。
      • ) 段号。对于一个共享段，不同的进程可以各用不同的段号去共享该段。

   2. 共享段的分配与回收

      1. 共享段的分配

         在为共享段分配内存时，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，同时将该区的始址填入请求进程的段 表的相应项中，还须在共享段表中增加一表项，填写有关数据，把 count 置为 1；之后，当 又有其它进程需要调用该共享段时，由于该共享段已被调入内存，故此时无须再为该段分 配内存，而只需在调用进程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，以表明有两 个进程共享该段。

      2. 共享段的回收

         当共享此段的某进程不再需要该段时，应将该段释放，包括撤消在该进程段表中共享 段所对应的表项，以及执行 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)，只是取消调用者进程在共享段表中的有关记录。

   3. 分段保护

      1. 越界检查
      2. 存取控制检查
      3. 环保护机构

此段的某进程不再需要该段时，应将该段释放，包括撤消在该进程段表中共享 段所对应的表项，以及执行 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)，只是取消调用者进程在共享段表中的有关记录。

3. 分段保护

   1. 越界检查
   2. 存取控制检查
   3. 环保护机构