操作系统原理 第八章 虚拟存储管理技术.ppt

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1、第八章 虚拟存储管理技术实存储管理技术要求把进程全部装入内存才能运行，在运行过程中，会出现两种可能：1）要求运行的进程所需的内存空间大于系统的内存空间，只有部分进程能够装入内存运行，而其他进程只有留在外存中等待。2）逻辑地址空间大于存储空间的进程无法在系统中运行。两种解决方案：从物理上增加内存容量或从逻辑上扩充内存容量（虚拟存储）一、虚拟存储器的概念 1、局部性原理 局部性原理(principle of locality)：指程序在执行过程中的一个较短时期，所执行的指令地址和指令的操作数地址，分别局限于一定区域。时间局限性 空间局限性 局部性原理是实现虚拟存储器的理论基础。2、虚拟存储器在程序

2、装入时，不必将其全部读入到内存，而只需将当前需要执行的部分页或段读入到内存，就可让程序开始执行。在程序执行过程中，如果需执行的指令或访问的数据尚未在内存（称为缺页或缺段），则由处理器通知操作系统将相应的页或段调入到内存，然后继续执行程序。另一方面，操作系统将内存中暂时不使用的页或段调出保存在外存上，从而腾出空间存放将要装入的程序以及将要调入的页或段。只需程序的一部分在内存就可执行。所谓虚拟存储器，就是仅把进程的一部分装入内存便可运行的存储器系统，它具有请求调入功能和置换功能，是能从逻辑上对内存容量进行扩充的一种存储器系统。虚拟存储器的逻辑容量由系统的寻址能力和外存容量之和所决定。多次性：一个作

3、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：能从逻辑上扩充内存容量，是用户“看到”的内存容量远大于实际大小。该特征是以上两个特征为基础的。二、请求分页式存储管理方式 请求式分页也称虚拟页式存储管理，与纯分页存储管理不同，请求式分页管理系统在进程开始运行之前，不是装入全部页面，而是装入一个或零个页面，之后根据进程运行的需要，动态装入其它页面；当内存空间已满，而又需要装入新的页面时，则根据某种算法淘汰某个页面，以便装入新的页面。在分页式存储管理的基础上，增加了请求调页功能、页面置换功能而形成的页式虚拟存储系统。系统需要解决下面三个问题：1）系统如何获知进程当前所

4、需页面不在主存。2）当发现缺页时，如何把所缺页面调入主存。3）当主存中没有空闲的页框时，为了要接受一个新页，需要把老的一页淘汰出去，根据什么策略选择欲淘汰的页面。1、请求分页式存储管理的基本概念1）基本原理运行前将一部分页面装入内存，另外一部分页面则装入外存。在程序运行过程中，如果所访问的页面不再内存中，则发生缺页中断，操作系统进行页面动态调度：a）找到被访问页面在外存中的地址。b）在内存中找一个空闲块，如果没有，则按照淘汰算法选择一个内存块，将此块内容写回外存，修改页表。c）读入所需得页面，修改页表。d）重新启动进程，执行被中断的指令。2）页表机制页表中除了页号和物理块，增加若干项，以完成调

5、入功能和置换功能a）状态位P：指示该页是否已经调入内存，0表示该页已在内存，1表示该页不再内存。b）访问位A：纪录该页在一段时间内被访问的次数，或最近已经有多少时间没有访问，供置换算法选择页面时参考。c）修改为M：纪录该页面在调入内存后是否被修改过。d）外存地址：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。3）地址变换机构图8-22、内存分配策略1）内存页面分配策略a）平均分配b）按进程大小比例分配 c）按进程优先级比例分配d）按进程长度和优先级比例分配 2）外存块的分配策略a)静态分配：一个进程在运行前，将所有页面全部装入外存。当一个外存页面被调入内存，所占用的外存页面不释放。

6、b)动态分配：一个进程运行前，仅将没有装入内存的部分装入外存，当某页面被调入内存时，释放所占用的外存空间。3、页面调入时机1）请求调页策略发生缺页中断时进行页面调度2）预调页策略 每次调入若干个页面4、页面调度算法1）最佳置换算法（OPT）选择“未来不再使用的”或“在离当前最远位置上出现的”页面被置换。这是一种理想情况，是实际执行中无法预知的，因而不能实现。可用作性能评价的依据。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号引用串：7，0，1，2，0，3，0，4，2，3，0，3，2，1，2，0，1，7，0，1 2）先进先出置换算法（FIFO）选择建立最早的页面被置换。可以通过链表来表示

7、各页的建立时间先后。性能较差。较早调入的页往往是经常被访问的页，这些页在FIFO算法下被反复调入和调出。Belady现象：采用FIFO算法时，如果对一个进程未分配它所要求的全部页面，有时就会出现分配的页面数增多，缺页率反而提高的异常现象。Belady现象的描述：一个进程P要访问M个页，OS分配N个内存页面给进程P；对一个访问序列S，发生缺页次数为PE（S,N）。当N增大时，PE(S,N)时而增大，时而减小。Belady现象的原因：FIFO算法的置换特征与进程访问内存的动态特征是矛盾的，即被置换的页面并不是进程不会访问的。3）最近最久未使用置换算法（LRU）选择内存中最久未使用的页面被置换。这是

8、局部性原理的合理近似，性能接近最佳算法。但由于需要记录页面使用时间的先后关系，硬件开销太大。硬件机构如：1）计时法系统为每个页面增设一个计时器，页面被访问时，当时的绝对时钟内容被复制到对应的计时器中，这样系统记录了内存所有页面最后一次被访问的时候，淘汰时，选取计时器中最小的页面淘汰。2）堆栈法按照页面最后一次访问的时间次序依次排列到堆栈中。进程访问某一页时，其对应的页面号由栈内取出压入栈顶，因此，栈顶始终是最新被访问页面的页面号，栈底则是最近最久没有使用的页面号。4）最近未使用置换算法（NRU）近似于LRU算法，不但希望淘汰最近未使用的页面，还希望被挑选的页面在内存驻留期间，其页面内容没有给修

9、改过，因此增加两个硬件位：访问位和修改位。0和1，0表示未访问或未修改。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。5）Clock置换算法将NRU算法改变实现方式，换成clock页面，如图8-3 将所有的页面保存在一个类似时钟表面的环形链表中，用一个表指针指向可能淘汰的页面。补充：影响缺页次数的因素1）分配

10、给程序的物理页数目分配给程序的物理页面数多，则同时装入内存的页面数就多，减少了缺页中断的次数，降低了缺页中断率。根据实验分析，对一共有n页的进程来说，只要能分到n/2块内存空间就可以使系统获得最高效率。2）页面大小页面大小取决于内存快的大小，页面大每次装入一页的信息量就大，减少了缺页中断的次数。3）程序的编制方法 4）页面置换算法 5、请求分页系统的性能分析1）缺页率对有效访问时间的影响对存贮器的访问时间t，缺页率为p，则有效访问时间=（1-p）t+p*缺页中断时间 缺页中断时间由三部分组成：缺页中断服务时间，将所缺的页读入的时间，进程重新执行时间，其中第二个所占的时间最长 2）工作集图8-4

11、工作集理论就其本质而言是最近最久未使用置换算法的发展。粗略的说，工作集就是进程在某个时间段内实际要访问的页面的集合。具体的说，运行在t-Tt这个时间段内所访问的页面的集合称为该进程在时间t的工作集，记为W(t,T),T为工作集的窗口尺寸，把工作集中包含的页面数称为工作集尺寸。工作集大小可粗略的看成图8-4种曲线拐点处的物理快数。三、请求分段式存储器管理方式1、请求分段式存储管理的基本概念1）基本原理2）段表机制原来段表中有段名、段长和段的基址，另外需要增加若干项：a）存取方式：存储属性（读、写、只读）b）访问字段：纪录该段在一段时间内被访问的次数，或最近多长时间未被访问，提供置换算法选择段使用。c）修改位：是否被修改过d）存在位：说明本段是否被调入内存e）增补位：表示本段是否在运行过程中，是否进行过动态增长f）外存地址：本段在外存上的起始地址，通常是物理快号，共调入该段时使用。2、分段共享和保护1）分段共享系统中配置一张共享段表，所有共享段都在共享段表中有一个表项，还记录有共享此段的每个进程的情况，包括：a）共享进程数b）存取控制字段2）分段保护 a）越界保护b）存取控制检查