第5章 虚拟存储器

第5章 虚拟存储器

分析常规存储器管理不足的原因：

1）常规存储器管理方式的特征

一次性：作业在运行前一次性地全部装入内存 驻留性：作业装入内存后，便一直驻留在内存中，直至作业运行结束。

2）局部性原理

程序在执行时将呈现出局部性规律： 在一较短的时间内 程序的执行仅局限于某个部分； 相应地，所访问的存储空间也局限于某个区域。

3）虚拟存储器的定义

所谓“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。 虚拟存储管理下 内存逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定 运行速度接近于内存速度 每位的成本却接近于外存。

4）虚拟存储器的实现

虚拟存储管理： 允许将一个作业分多次调入内存。 若采用连续分配方式，需申请足够空间，再分多次装入，造成内存资源浪费，并不能从逻辑上扩大内存容量。 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

5）虚拟存储器的特征

离散分配方式是基础 多次性：一个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。（进程整体对换不算虚拟） 最终体现虚拟性：能够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。

2. 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

①页表

基本功能不变：逻辑地址映射为物理地址 增加虚拟功能后需记录的页表项信息有变化：

②缺页中断机构

每当要访问的页面不在内存时，便产生一缺页中断通知OS，OS则将所缺之页调入内存。作为中断，需经历几个步骤： “保护CPU环境” “分析中断原因” “转入缺页中断处理程序” “恢复CPU环境”等。 作为一种特殊中断，与一般中断有明显区别： (1) 在指令执行期间产生和处理中断信号。 (2) 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

分页系统地址变换机构的基础上增加 产生和处理缺页中断（请求调入） 从内存中换出一页的功能（置换）

2）内存分配

作业不一次装入，部分装入的情况下如何为进程分配内存，涉及三个问题： 最小物理块数的确定 少于此数量进程将不能运行 与计算机的硬件结构有关，取决于指令的格式、功能和寻址方式 物理块的分配策略 物理块的分配算法

②物理块的分配策略

考虑：固定OR可变分配、全局OR局部置换。 组合出三种适合的策略。

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。

③物理块的分配算法 固定分配策略时，分配物理块可采用以下几种算法： 平均分配算法 按比例分配算法  考虑优先权的分配算法

3）调页策略

① 何时调入页面

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

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。

② 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：     进程运行前所有页面由文件区拷贝到对换区；     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：     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）     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。

外存：文件区、对换区 系统拥有足够的对换区空间： 系统缺少足够的对换区空间： UNIX方式：

③ 页面调入过程

程序运行前需要装入内存：上述的②步策略处理何处调入； 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。

3.页面置换算法

最佳Optimal置换算法 先进先出FIFO置换算法 最近最久未使用(LRU)置换算法 CLOCK置换算法

4.请求分段存储管理方式

1）请求分段中的硬件支持

段表机制 缺段中断机构 地址变换机构

①段表机制

(1) 存取方式 ：用于标识本分段的存取属性。 (2) 访问字段A ：用于记录本段被访问的频繁程度。 (3) 修改位M ：表示该段在调入内存后是否被修改过。

(4) 存在状态位P ：指示该段是否已调入内存。 (5) 增补位 ：特有字段，表示该段运行中是否做过动态增长 (6) 外存地址：用于指出该段在外存上的起始地址(盘块号)。

②缺段中断机构

发现运行进程所访问段尚未调入内存 由缺段中断机构产生一缺段中断信号 进入OS，由缺段中断处理程序将所需的段调入内存。 缺段中断同样在一条指令的执行期间产生和处理中断，一条指令执行可能产生多次缺段中断。但不会出现一条指令被分割在两个分段中或一组信息被分割在两个分段中的情况。

③ 地址变换机构

基于分段系统地址变换机构的基础 段调入内存 修改段表 再利用段表进行地址变换。 总之：就是增加了缺段中断的请求及处理等功能。

2）分段的共享和保护

分段在逻辑意义上划分，实现共享和保护都较方便。以下讨论具体实现：

①实现共享：共享段表

在内存中配置一张共享段表，每个共享段都占有一表项，记录如下内容： 共享计数count： 共享段为多个进程所需要，当某进程不再需要它而释放它时，系统并不回收该段所占内存区，仅当所有共享该段的进程全都不再需要它时，才由系统回收该段所占内存区。设置count用于记录有多少个进程需要共享该分段。

② 共享段如何分享与回收

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。

③ 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

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