OS-虚拟存储器

第五章虚拟存储器

虚拟存储器在逻辑上实现了对内存容量的扩充

概述

常规存储管理方式的特征

• 一次性：作业必须一次性的全部装入内存后方能开始运行
• 驻留性：作业被装入内存后，将一直驻留到作业运行结束

局部性原理

• 程序运行时存在局部性现象，由于大多是顺序执行，循环结构，以及对数据结构的处理也是局限于一个小范围
• 局限性分为两个方面
  • 时间局限性
    • 若某指令被执行，则不久可能再被执行
    • 若某数据被访问，则不久可能再被访问
  • 空间局限性
    • 程序在一定时间所访问的地址可能集中在一定的范围之内

虚拟存储器的工作情况

• 由于局部性原理，程序在运行时没必要一次性装入内存，只需要当前运行的少数页面或段先装入即可
• 当访问的页/段未调入内存，称为缺页/缺段，便发出中断请求，利用调页/调段功能调入内存
• 若内存已满，则需要置换暂时不用的页/段，腾出空间

定义

• 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
• 其逻辑容量由内存容量和外存容量之和决定

特征

• 多次性：一个作业中的程序和数据允许被分为多次调入
• 对换性：一个作业中的程序和数据无须一直驻留，允许进行换出换入
• 虚拟性：能够从逻辑上扩充内存容量，虚拟存储器最重要的特征

实现方法

二者分别是在分页/分段系统基础上添加了请求调页和页面置换功能所形成的页式/段式虚拟存储系统

• 分页请求系统
• 请求分段系统

请求分页存储管理方式

硬件支持

• 请求页表机制

  • 请求分页系统中需要的主要数据结构是请求页表

  • 每个页表需含有

    

  • 状态位：指示该页是否已调入内存

  • 访问字段：用于记录本页在一段时间被访问的此时或多久未被访问，提供于置换算法参考

  • 修改位：标识调入内存后是否被修改，供置换时参考

• 缺页中断机构

  • CPU通常在一条指令执行完后才检查是否有中断请求到达；而缺页中断是在指令执行期间，若发现访问的指令或数据步在内存，则立即产生和处理缺页中断信号
  • 一条指令在执行期间可能产生多次缺页中断，机构应保存多次中断时的状态，确保中断恢复顺利

• 地址变换机构

  • 地址变换过程

  

内存分配

最小物理块数的决定

• 最小物理块数是指能保证进程正常运行所需的最小物理块数
• 取决于指令格式，功能，寻址方式
• 如单地址指令且直接寻址，则最少2块，一块存放指令页面，一块存放数据页面

内存分配策略

• 固定分配局部置换
  • 固定分配，即位每个进分配一组固定数目的物理块，运行期间不再改变
  • 局部置换，即若运行中发现缺页，则只能从分配给该进程的n个页面中选出一页换出，再调入一页，确保分配的内存空间不变
• 可变分配全局置换
  • 可变分配，即先为每个进程分配一定数目的物理块，在运行期间，根据情况适当增加或减少
  • 全局置换，即如果进程运行中发现缺页，则将OS所保留的空闲物理块取出一块分配给该进程，或者以所有进程的全部物理块为标的，选择一块换出，调入所缺之页
• 可变分配局部置换

物理块分配算法

• 平均分配算法
  • 将系统中所有可供分配的物理块平均分配给各个进程
• 按比例分配算法
  • 根据进程大小按比例分配物理块
• 考虑优先权的分配算法
  • 把内存中可供分配的所有物理块分成两部分
    • 一部分按比例分配
    • 一部分按优先权分配

页面调入策略

• 何时调入页面

  • 预调页策略
    • 以预测为基础的策略，将预计会不久被访问的页面预先调入内存
    • 第一次调入可由程序员指定哪些页先调入
    • 在采用工作集的系统。每个进程有个表，表中记录运行时的工作集。每当程序被调度运行，就把工作集中所有页调入
  • 请求调页策略
    • 当进程运行时发现所需页面不在内存，则立即提出请求

• 何处调入页面

  请求分页系统的外存分为两部分

  存放文件的文件区，离散分配，存取速度慢

  存放对换页面的对换区，连续分配，存取速度块

  有三种情况

  • 系统拥有足够对换区空间，此时可全部从对换区调入所需页面
  • 系统缺少足够对换区空间，凡是不会被修改的文件，都从文件区调入；对于可能被修改的部分，换出时调到对换区
  • UNIX方式，凡是为运行过的页面，都从文件区调入

• 调入页面过程

  • 发出缺页中断请求
  • 中断处理程序保留CPU环境，分析原因
  • 缺页中断处理程序查找页表，得到该页在外存的物理块
    • 若内存可容纳新页，直接调入内存，修改页表
    • 若内存已满，采用置换算法，选择一页换出
      • 若该页未被修改，则不必写回硬盘
      • 若该页已被修改，则须写回硬盘
      • 调入所缺页

• 缺页率

  • 假设进程逻辑空间为n页，系统分配内存物理块数位m，若运行过程中，访问页面成功(该页面在内存中)的次数S，访问失败次数为F，则总访问次数A=S+F
    [缺页率f=frac{F}{A}=frac{F}{F+S}=frac{访问成功次数}{总访问次数} ]

• 页面大小，页面越大，缺页率越低

• 进程所分配的物理块数，越多缺页率越低

• 页面置换算法

• 程序固有特性

• 假设被置换的页面被修改改了为b，缺页中断处理时间为Ta，被置换页面没有被修改的缺页中断事件为Tb，

  [缺页中断处理时间t=b imes{Ta}+(1-b) imes{Tb} ]

页面置换算法

当一个进程运行中的大部分时间花在页面置换工作上，称该进程发生了抖动，不适当的页面置换算法会导致抖动

最佳置换算法

• 所选择的被淘汰的页面将是以后永不使用，或最长时间内不再被访问的页面
• 可保证最低缺页率，但无法实现该算法
• 序号列为引用顺序，7，0，1先装入内存，当还要访问页面2时，将选择页面7淘汰，因为7比0和1更晚被再次访问，以此类推
• 在该序列号共发生了六次页面置换

先进先出置换算法FIFO

• 总是淘汰最先进入内存的页面，即选择驻留时间最久的页面淘汰
• 实现方式：把一个进程已经调入内存的页面按先后次序链接成队列，并设置替换指针，总是指向最老的页面
• 同样的引用顺序序列号，发生了12次页面置换

最近最久未使用置换算法LRU

• 选择最近最久未使用的页面予以淘汰

• 实现方式：赋予每个页面一个访问字段，用于记录一个页面自上次被访问以来所经历的时间t，每次需要淘汰页面时，选择t最大的

  

• 硬件支持

  • 寄存器，记录某进程在内存中各页的使用情况，设置了一个移位寄存器
  • 栈，每当进程访问某页面，则压入栈顶，栈顶始终未最新访问页面编号，栈底是最近最久未使用页面

最少使用置换算法LFU

• 每个页面设置一个移位寄存器，用于记录该页面被访问的频率，每访问某页，便将最高位置1，再每隔一定时间右移一次
• 该算法选择最佳时期使用最少的页面作为淘汰页

Clock置换算法

简单的Clock置换算法（NRU，Not Recently Used）

• 实现方式：每页设置一位访问位，内存中所有页面通过链接指针链接成一个循环队列，当某页被访问时，其访问位置1
• 执行过程：选择淘汰页时，只需检查页的访问位，若为0，则换出，若为1，则置0；若检查到最后一个页面访问位仍为1，则再返回队首重新检查

改进型Clock置换算法

• 对于修改过的页面，换出时所付出的开销比未修改的大，又称置换代价
• 由访问位A和修改位M可用组成四种页面，分别为1，2，3，4类
  • A=0,M=0：该页最近既未被访问，又为被修改，最佳淘汰页
  • A=0,M=1：该页最近未被访问，但已被修改
  • A=1,M=0：该页最近已被访问，但未被修改，可能再被访问
  • A=1,M=1：该页最近已被访问，也已被修改，可能再被访问
• 执行过程：
  • 先寻找第一类页面，将所遇到的第一个页面作为淘汰页，第一次扫描不改变访问位
  • 若第一步失败，第二轮扫描第二类页面，将所遇到的第一个页面作为淘汰页，将所有扫描过的页面访问位置0
  • 若第二步失败，重复循环第1，2步，但将所有扫描过的页面访问位置0

页面缓冲算法

页面换出换进所付出的开销对系统性能影响重大

影响页面换出换进效率的因素

• 页面置换算法
• 写回磁盘的频率
• 读入内存的频率

页面缓冲算法PBA

• 系统为每个进程分配一定数目的物理块，自己保留一部分空闲物理块，为了显著降低页面换进换出频率，在内存中设置两个链表
  • 空闲页面链表
    • 实际上是空闲物理块链表，用于分配给频繁缺页的进程
    • 当这样的进程需要读入一个页面时，便将空闲物理块链表中第一个物理块装入该页
    • 当有一个未被修改的页要换出时，把它们所在的物理块挂在空闲链表末尾，而不是换出
  • 修改页面链表
    • 当有一个已被修改的页要换出时，把它们所在的物理块挂在修改页面链表末尾，而不是换出

访问内存的有效时间EAT

• 被访问页在内存，对应的页表项在快表中
  • EAT=查找快表时间+访问实际物理地址所需时间
• 被访问页在内存，对应的页表项不在快表中
  • 需两次访问内存，一次读取页表，一次读取数据，还要修改快表
  • EAT=(查找快表时间+访问实际物理地址所需时间)x2
• 被访问页不在内存
  • 访问实际物理地址所需时间a，缺页率f，缺页中断处理时间b
  • EAT=a+f x (a+b)+(1-f) x t

抖动与工作集

人们希望在系统中运行更多的进程，来提高处理机的利用率。但实际上，处理机利用率随横轴多道程序的数量有如上图变化情况

N3后面利用率趋于0了，这是因为系统发生了抖动

发生抖动的根本原因：

• 系统中同时运行的进程太多，分配给每个进程的物理块太少，不能满足其基本需要，导致运行时频繁出现缺页。

• 每个进程的大部分实际用于页面换出换入，这时的进程称为处于抖动状态，由此引入了工作集

工作集

基本概念

• 

• 程序在运行时由于局部性原理，存在某一段时间仅访问某些页面，这些页面称为活跃页面，人们系统能预知程序在某段时间要访问哪些页面，并调入内存，提高处理机利用率

• 工作集是指：某段时间间隔内，进程实际所要访问页面的集合

• 把进程在时间t的工作集记作w(t,△),△为工作集的窗口尺寸,图为进程中窗口大小分别为3,4,5的工作集

  

抖动的预防方法

• 采取局部置换策略
• 把工作集算法融入处理机调度中
  • 调入时,首先为缺页率居高的作业增加新的物理块
• 利用L=S准则调节缺页率
  • L是缺页之间的平均时间,S是平均缺页服务时间
  • L=S时,处理机和磁盘利用率最大
• 选择暂停的进程

请求分段存储管理方式

硬件支持

• 请求段表机制

  • 段表项

  

  • 访问字段,修改位,存在位，都和页表项类似
  • 增补位:表示本段运行过程中是否做过动态增长

• 缺段中断机构

  

• 地址变化机构

分段的共享和保护

共享段表

• 共享进程计数count
• 存取控制字段
• 段号

共享段的分配

除了第一次请求使用该共享段时，系统为该共享段分配一物理区，再调入共享段外，后面再申请只需将count+1，

所有申请都需要在共享段表增加表项，填写信息

共享段的回收

若共享该段的某进程不再需要此段，则撤销在进程段表中共享段所对应表项，执行count=count-1

若count为0，则所有共享该段的进程全部不再需要，此时由系统回收该段所占内存区

分段保护

• 越界检查
• 存取控制检查
• 环保护机构
  • 低编号的环具有高优先权
  • 访问和调用遵循规则：
    • 可以访问驻留在相同环或较低特权环的数据
    • 可以调用驻留在相同环或较高特权环的服务