【XJTUSE 操作系统学习笔记】 第十章 虚拟内存管理

第十章 虚拟内存管理

10.1 Background（背景）

如果进程大于内存的容量或内存中同时运行多个进程，使用覆盖和动态加载可以缓解，但是需要程序员的额外工作。

解决办法：

从物理上扩充内存容量

从逻辑上扩充内存容量

常规存储器的特征

一次性： 作业在运行前需要一次性的全部装入内存

驻留性：作业装入内存后，便一直驻留在内存中，直到作业结束。

正是由于一次性和驻留性，使得程序中暂时不用的数据占用了大量的内存空间，从而需要运行的作业无法装入内存。

局部性原理

在一段时间内，程序的执行仅局限于某个部分；相应地，它所访问的存储空间也局限于某个区域内。

原因

程序在执行时，除了少部分的转移和过程调用指令外，大多数仍是顺序执行的。

子程序调用将会使程序的执行由一部分内存区域转至另一部分区域

程序中存在许多循环结构，循环体中的指令被多次执行。

程序中还包括许多对数据结构的处理，如对连续的存储空间——数组的访问，往往局限于很小的范围内。

局部性表现

局部性表现为：

时间局部性

如果程序中的某条指令一旦执行，则不久的将来该指令可能再次被执行；

如果某个存储单元被访问，则不久以后该存储单元可能再次被访问。

产生时间局限性的典型原因是在程序中存在着大量的循环操作。

空间局部性

一旦程序访问了某个存储单元，则在不久的将来，其附近的存储单元也最有可能被访问。 即程序在一段时间内所访问的地址，可能集中在一定的范围内，其典型原因是程序是顺序执行的。

虚拟内存

虚拟内存是一种允许进程部分装入内存就可以执行的技术

局部性原理 : 时间局部性，空间局部性

只有运行的部分程序需要在内存中

逻辑地址空间能够比物理地址空间大

必须允许页面能够被换入和换出

手段

请求页式

在基本分页的基础上，增加了请求调页和页面置换功能后形成的页式虚拟存储系统。

需要硬件和软件支持。

请求段式

特征

离散性:在内存分配时采用离散的分配方式，是虚拟存储器的最基本的特征。

多次性:一个作业被分成多次调入内存运行，即在作业运行时没有必要将其全部装入，只须将当前要运行的那部分程序和数据装入内存即可。是虚拟存储器最重要的特征。

对换性:作业运行过程中信息在内存和外存的对换区之间换进、换出。

虚拟性: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。

好处

可在较小的可用内存中执行较大的用户程序

可在内存中容纳更多程序并发执行

简化了编程操作， 不影响编程时的程序结构（与覆盖技术比较）

提供给用户可用的虚拟内存空间通常大于物理内存(real memory)

需要解决的问题

❓程序部分运行可以吗?

取页–将所需的部分装入内存

❓发现程序不在内存时,如何将其装入后继续运行?

请求调页—缺页时，产生缺页中断，将外存上的页调入内存

❓ 内存无空间时怎么办?

页面置换(换的不是一个进程，而是一个页)–内存不足时，将哪些页换出内存

10.2 Demand Paging（请求调页）

页面调入策略

预调页策略

主动的页面调入策略，即把那些预计很快会被访问的程序或数据所在的页面，预先调入内存。

预测的准确率不高（50%），主要用于进程的首次调入。也有的系统将预调页策略用于请求调页

请求调页策略

当进程在运行中发生缺页时，由系统将缺页调入内存。

目前虚拟存储器系统大多采用此策略。

在调页时须花费较大的系统开销，如需频繁启动磁盘I/O。

❓从何处调入页面

在虚拟存储系统中，外存（硬盘）被分成两部分:文件区和对换区。对换区（连续分配）的磁盘I/O速度比文件区（离散分配）要高。

1️⃣ 从文件系统中调入页面

2️⃣ 从交换区中调入页面

基本概念

请求分页中的硬件支持

可以说：请求分页=基本分页+请求调页功能+页面置换功能

1）页表机制

状态位（存在位P）：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考。

访问字段A：用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或最近已有多长时间未被访问，提供给置换算法选择换出页面时参考。

修改位M：表示该页在调入内存后是否被修改过。由于内存中的每一页都在外存上保留一份副本，因此，若未被修改，在置换该页时就不需将该页写回到外存上，以减少系统的开销和启动磁盘的次数；若已被修改，则必须将该页重写到外存上，以保证外存中所保留的始终是最新副本。—>提高性能

外存地址：用于指出该页在外存上的地址，通常是物理块号，供调入该页时使用。

2）缺页中断机制

请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存时，便要产生一缺页中断，请求OS将所缺页调入内存。与一般中断的主要区别在于：

缺页中断在指令执行期间产生和处理中断信号，而一般中断在一条指令执行完后检查和处理中断信号。

缺页中断返回到该指令的开始重新执行该指令，而一般中断返回到该指令的下一条指令执行。

一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。

3）地址变换机制

在每一个页表的表项有一个有效- 无效位相关联，1表示在内存，0表示不内存

1️⃣ 查找页表来确定此次地址访问是否合法

2️⃣ 如果不合法,则中止该进程; 否则如果有效但不在内存，即发生了缺页,则需要将其调入内存

3️⃣ 所需页在外存，找到该页

4️⃣ 找到一个空闲物理块，启动磁盘,把该页读入内存

5️⃣读磁盘结束后,修改页表以指出该页已在内存中

6️⃣ 重新开始执行刚才发生缺页中断的指令,这时它可以访问刚才调入的页

10.3 请求调页的性能

主要的动作：

处理缺页中断

从磁盘读入所需的页——最大的时间开销

重新开始被中断的进程

缺页率

假定作业Ji共有m页，系统分配给它的主存块为n块，这里m>n。

如果作业Ji执行过程中总的内存访问次数为A, 成功访问的次数为S，不成功的访问次数为F(产生缺页中断的次数),则:

A=S+F

缺页率: p=F/A

10.4 页置换

找到内存中没有真正使用的一些页，换出

需要找出一个缺页数最少的算法

如果没有空闲帧，需要两个页面传输，一个换出，一个换入。可以通过修改位来降低额外开销。置换实现了逻辑内存和物理内存的划分—在一个较小的物理内存基础之上可以提供一个大的虚拟内存.

10.5 页置换算法【计算题】

通过运行一个内存访问的特殊序列（访问序列），计算这个序列的缺页次数

访问序列是

1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5

7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1

最佳算法（OPT)

被置换的页将是之后最长时间不被使用的页

实际过程中无法得到以后会引用的所有页面的信息，因此无法实现

先进先出算法FIFO

FIFO算法可能会产生Belady异常，就是更多的页框相反会产生更多的缺页

最近最久未使用LRU

使用离过去最近的情况作为不远将来的近似，可以选择最近最少使用的页进行置换。

LRU选择最长时间没有使用的页。

最接近OPT

实现该算法需要硬件支持，记录物理帧的使用情况，需要使用到计数器或者栈

每一个页表项 有一个计数器，每次页通过这个表项被访问，把记录拷贝到计数器中\当一个页需要置换时，查看计数器来决定置换哪一个页

LRU近似算法

没有足够的硬件支持的话，可以使用该算法

访问位：每个位都与一个位相关联，初始值为0，当页是访问页时设置为1

二次机会(clock)

如果将要（以顺时针）交换某页的访问位是1，则

把访问位设为0

把页留在内存中

以同样的规则，替换下一个页

增强的二次访问

不仅考虑页面的使用情况，还考虑置换代价

选择淘汰页面时，既要是未被访问的，还要是未被修改的页面。

实现：设置两位

访问位（A）， 修改位（M）

启动一个进程时，A、M置0

A被定期清零

内存中的所有页面被分成为四类:

第0类：无访问，无修改(A=0,M=0)

第1类：无访问，有修改(A=0,M=1)

第2类：有访问，无修改(A=1,M=0)

第3类：有访问，有修改(A=1,M=1)

OS首先寻找第0类页面，将找到的第一个页面淘汰；

若没找到，则找第1类页面，将找到的第一个页面淘汰，并将扫描过的页面的A位全部置为0；

若没找到，则指针回到开始位置，将所有的A位置为0。然后重复第一步。

其他算法

LFU ：最少使用算法：置换计数器值最小的一个页，即访问次数最少的页

MFU ：最常使用算法，认为：最小计数的页也许刚刚被换入和使用，所以置换计数器值最大的页

10.6 页帧的分配Allocation of Frames

如何给进程分配一定的空闲内存？

最少页数

保证进程正常运行所需的最小物理块数

若系统为某进程所分配的物理块数少于此值时，进程将无法正常运行(频繁发生缺页)

这个数目取决于指令的格式、功能和寻址方式。

分配策略

平均分配

100个帧，5个进程，每个进程20个帧

按比例分配

根据每个进程的大小来分配

优先分配

根据优先级分配

全局替换与局部替换

有空闲帧时可以从空闲帧链表中选择一个帧分配，当没有空闲帧可用时，从哪里分配帧？

全局替换

进程在所有的页中选择一个替换页面；一个进程可以从另一个进程中获得页面

局部替换

每个进程只从属于它自己的页中选择

局部置换时，分配给每个进程的帧的数量不变

全局置换时，进程的帧数量会增加，但是无法控制页错误率

相对而言，全局替换会带来较高的系统吞吐率

固定分配+局部替换

可变分配＋全局替换

可变分配+局部替换

10.7 Thrashing（颠簸）

如果进程分配到的帧数量小于计算机体系结构所要求的最小数量，那么必须暂停进行执行。并将其置换出去，使其所有分配帧空闲。

为什么？

如果进程没有这些必需的帧，那么很快会出现缺页，此时需置换某个页，然而，其所有页都在使用，置换出去的页立刻又需要置换进来，因此，会不断的产生缺页。

这种频繁的调页行为称作颠簸，也叫抖动。

一个进程的页面经常换入换出，花在换页上的时间要大于进程执行时间

抖动:刚被换出的页很快又被访问，需重新调入，导致系统频繁地交换页面，以致大部分CPU时间花费在完成页面置换的工作上。这样会造成CPU利用率低下

全局置换会造成颠簸，局部置换能限制系统颠簸，但是也会增加进程的有效访问时间，因此应该给进程足够的帧以防止颠簸

局部性假设

工作集

工作集理论是在1968年由Denning提出来的。它正是基于局部的假设。

基本思想：

根据程序的局部性原理，进程在一段时间内总是集中访问一些页面(活跃页面).

如果分配给一个进程的物理块数太少了，使该进程的活跃页面不能全部装入内存，则进程在运行过程中将频繁发生缺页

如果能为进程提供与活跃页面数相等的物理块数，则可减少缺页中断次数

工作集窗口（Δ）是指对于给定的访问序列选取定长的区间，落在工作集窗口中的页面集合称为工作集

正确选择工作集窗口（Δ）的大小，对存储器的有效利用和系统吞吐量的提高，都将产生重要的影响。

工作集合精确度与Δ的选择有关。

如果Δ 太小，则不能包含整个局部

如果Δ 太大，则可能包含多个局部

如果Δ 为无限大，则工作集合就是进程执行所需的所有页的集合

具体实现：

OS跟踪每个进程的工作集，并为其分配大于其工作集的物理块数。

如果还有空闲物理块，则可启动另外的进程。

如果所有进程的工作集之和超过了可用物理块的总数，则OS会选择暂停一个进程，该进程被换出，所释放的物理块可分配给其他进程。

其困难在于如何跟踪工作集合（一般采用定时器中断和引用位实现）

控制缺页频率

工作集理论可用于预调页，用于防止颠簸，但不够灵活

一种更加直接的防止颠簸的方法是控制缺页频率（ Page-Fault Frequency ）：

颠簸具有较高的缺页率，所以通过控制缺页频率，可以有效地防止颠簸的发生。

如果缺页率太低，回收一些进程的页框

如果缺页率太高，就分给进程一些页框

10.8 其他考虑

目前页大小由系统决定

页面大，则内碎片大

页面小，则页表占用的空间大

I/O overhead（I/O开销）磁盘I/O时间中传输时间和数据量有关系，但它占的比例很小，而寻道时间和旋转延迟时间占了很大的比例。所以页面尺寸比较大会有利于减少磁盘I/O时间。

减少I/O及内存的占用：要求页面尺寸小 ，采用小页，总的I/O就会降低，因为小页能够更精确的匹配局部

减少缺页率：要求页面尺寸大

总的趋势：页面尺寸越来越大，这是由于CPU速度和内存容量的增长超过了磁盘速度的加快

I/O互锁

在请求页面调度时，允许某些页锁在内存中

当用户内存有I/O操作时