第46章操作系统课程.ppt

4.6 虚拟存储器,1 虚拟存储器概述2 请求分页存储管理方式3 页面置换算法4“抖动”与工作集5 请求分段存储管理方式,4.6虚拟存储器,1 虚拟存储器概述,1.1 常规存储管理方式的特征和局部性原理,1.常规存储器管理方式的特征 一次性，是指作业必须一次性地全部装入内存后，方能开始运行。这一特征导致了下述两种情况的发生：当作业很大时，它所要求的内存空间超过了内存总容量，无法将全部作业装入内存，致使该作业无法运行；当有大量作业要求运行的情况下，由于每一个作业都需要全部装入内存后方能运行，所以每次只能装入少量的作业，导致多道程序度的下降。驻留性，是指作业被装入内存后，整个作业都一直驻留在内存中，其中任何部分都不会被换出，直至作业运行结束。,2.局部性原理 程序执行时，除了少部分的转移和过程调用指令外，在大多数情况下是顺序执行的。过程调用将会使程序的执行轨迹，由一部分区域转至另一部分区域。即程序将会在一段时间内，都局限在这些过程的范围内运行。程序中存在许多循环结构，这些虽然只由少数指令构成，但是它们将多次执行。程序中还包括许多对数据结构的处理，如对数组进行操作，它们往往都局限于很小的范围内。局限性又表现在下述两个方面：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。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，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之内。,1.1 常规存储管理方式的特征和局部性原理,3.虚拟存储器的基本工作情况 应用程序在运行之前，仅须将那些当前要运行的少数页面或段，先装入内存便可运行，其余部分暂留在盘上。程序在运行时，如果它所要访问的页（段）已调入内存，便可继续执行下去；但如果程序所要访问的页（段）尚未调入内存（称为缺页或缺段），便发出缺页（段）中断请求，此时OS将利用请求调页（段）功能，将它们调入内存，以使进程能继续执行下去。如果此时内存已满，无法再装入新的页（段），OS还须再利用页（段）的置换功能，将内存中暂时不用的页（段）调至盘上，腾出足够的内存空间后，再将要访问的页（段）调入内存，使程序继续执行下去。,1.1 常规存储管理方式的特征和局部性原理,1.2 虚拟存储器的定义和特征,1.虚拟存储器的定义 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。其逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定，其运行速度接近于内存速度，而每位的成本却又接近于外存。虚拟存储技术是一种性能非常优越的存储器管理技术，故被广泛地应用于大、中、小型机器和微型机中。,1.2 虚拟存储器的定义和特征,2.虚拟存储器的特征 多次性 对换性 虚拟性 虚拟性是以多次性和对换性为基础的，或者说，仅当系统允许将作业分多次调入内存，并能将内存中暂时不运行的程序和数据换至盘上时，才有可能实现虚拟存储器；而多次性和对换性，显然又必须建立在离散分配的基础上。,1.分页请求系统 在分页系统的基础上，增加了请求调页功能和页面置换功能，所形成的页式虚拟存储系统。置换时以页面为单位。（1）硬件支持：请求分页的页表机制、缺页中断机构、地址变换机构。（2）实现请求分页的软件：实现请求调页的软件和实现页面置换的软件。2.请求分段系统 在分段系统的基础上，增加了请求调段及分段置换功能后，所形成的段式虚拟存储系统。置换是以段为单位进行的。为了实现请求分段，系统同样需要必要的硬件和软件支持。（1）硬件支持：请求分段的段表机制、缺段中断机构、地址变换机构。（2）实现请求分段的软件：实现请求调段的软件和实现段置换的软件。,1.3 虚拟存储器的实现方法,返回,4.6 虚拟存储器,2 请求分页存储管理方式,2.1 请求分页中的硬件支持 1.请求页表机制 2.缺页中断机构 3.地址变换机构2.2 请求分页中的内存分配2.3 页面调入策略,2.1 请求分页中的硬件支持,1.请求页表机制,状态位（存在位）P：仅有一位，故又称位字，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：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，提供给置换算法（程序）选择换出页面时参考。修改位M：标识该页在调入内存后是否被修改过。供置换页面时参考。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。,2.1 请求分页中的硬件支持,2.缺页中断机构 缺页中断作为中断，同样需要经历诸如保护CPU环境、分析中断原因、转入缺页中断处理程序进行处理，以及在中断处理完成后再恢复CPU环境等几个步骤。缺页中断又是一种特殊的中断，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。,2.1 请求分页中的硬件支持,3.地址变换机构,1.最小物理块数的确定 随着为每个进程所分配的物理块的减少，将使进程在执行中的缺页率上升，从而会降低进程的执行速度。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，当系统为进程分配的物理块数少于此值时，进程将无法运行。进程应获得的最少物理块数，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。对于某些简单的机器，若是单地址指令，且采用直接寻址方式，则所需的最少物理块数为2。其中，一块是用于存放指令的页面，另一块则是用于存放数据的页面。如果该机器允许间接寻址时，则至少要求有三个物理块。对于某些功能较强的机器，其指令长度可能是两个或多于两个字节，因而其指令本身有可能跨两个页面，且源地址和目标地址所涉及的区域，也都可能跨两个页面。,2.2 请求分页中的内存分配,2.内存分配策略（1）固定分配局部置换 固定分配是指，为每个进程分配一组固定数目的物理块，在进程运行期间不再改变。局部置换是指，如果进程在运行中发现缺页，则只能从分配给该进程的n个页面中，选出一页换出，然后再调入一页。（2）可变分配全局置换 可变分配是指，先为每个进程分配一定数目的物理块，在进程运行期间，可根据情况做适当地改变。全局置换是指，如果进程在运行中发现缺页，则将OS所保留的空闲物理块或者以所有进程的全部物理块为标的，选择一块换出，然后将所缺之页调入。（3）可变分配局部置换 为每个进程分配一定数目的物理块，但当某进程发现缺页时，只允许从该进程在内存的页面中，选择一页换出，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。,2.2 请求分页中的内存分配,3.物理块分配算法（1）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。（2）按比例分配算法：根据进程的大小按比例分配物理块的算法。系统中各进程页面数的总和为：每个进程所能分到的物理块数为bi：（3）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：一部分按比例地分配给各进程；另一部分则根据各进程的优先权进行分配，为高优先进程适当地增加其相应份额。,2.2 请求分页中的内存分配,1.何时调入页面 预调页策略：那些预计在不久之后便会被访问的页面，预先调入内存。请求调页策略：当进程在运行中需要访问某部分程序和数据时，若发现其所在的页面不在内存，便立即提出请求，由OS将其所需页面调入内存。2.从何处调入页面 在请求分页系统中的外存分为两部分：用于存放文件的文件区和用于存放对换页面的对换区。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。,2.3 页面调入策略,3.页面调入过程 每当程序所要访问的页面未在内存时（存在位为“0”），便向CPU发出一缺页中断，中断处理程序首先保留CPU环境，分析中断原因后，转入缺页中断处理程序。该程序通过查找页表，得到该页在外存的物理块后，如果此时内存能容纳新页，则启动磁盘I/O，将所缺之页调入内存，然后修改页表。如果内存已满，则须先按照某种置换算法，从内存中选出一页准备换出；如果该页未被修改过（修改位为“O”），可不必将该页写回磁盘；但如果此页已被修改（修改位为“1”），则必须将它写回磁盘，然后再把所缺的页调入内存，并修改页表中的相应表项，置其存在位为“1”，并将此页表项写入快表中。在缺页调入内存后，利用修改后的页表，去形成所要访问数据的物理地址，再去访问内存数据。整个页面的调入过程对用户是透明的。,2.3 页面调入策略,返回,4.6 虚拟存储器,3 页面置换算法,3.1 最佳置换算法和先进先出置换算法,1.最佳置换算法 由Belady于1966年提出的一种理论上的算法。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。采用最佳置换算法，通常可保证获得最低的缺页率。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 进程运行时，先将7，0，1三个页面装入内存。以后，当进程要访问页面2时，将会产生缺页中断。此时OS根据最佳置换算法，将选择页面7予以淘汰。,3.1 最佳置换算法和先进先出置换算法,2.先进先出页面置换算法 置换时，选择在内存中驻留时间最长的页并予以淘汰。,3.2 最近最久未使用和最少使用置换算法,1.LRU置换算法的描述 选择最后一次访问时间距离当前时间最长的一页并淘汰之。即淘汰没有使用的时间最长的页。实现代价很高（时间戳或硬件方法）。,3.2 最近最久未使用和最少使用置换算法,2.LRU置换算法的硬件支持 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:R=Rn-1Rn-2Rn-3 R2R1R0。,3.2 最近最久未使用和最少使用置换算法,2.LRU置换算法的硬件支持（2）栈,3.2 最近最久未使用和最少使用置换算法,3.最少使用LFU置换算法 选择在最近时期使用最少的页面作为淘汰页。LFU置换算法的页面访问图，与LRU置换算法的访问图完全相同；或者说，利用这样一套硬件既可实现LRU算法，又可实现LFU算法。这种算法并不能真正反映出页面的使用情况，因为在每一时间间隔内，只是用寄存器的一位来记录页的使用情况，因此，在该时间间隔内，对某页访问一次和访问1000次是完全等效的。,4.3.3 Clock置换算法,1.简单的Clock置换算法,4.3.3 Clock置换算法,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类(A=0,M=0):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)：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。其执行过程可分成以下三步：(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，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，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。,4.3.4 页面缓冲算法PBA,1.影响页面换进换出效率的若干因素 页面置换算法：影响页面换进换出效率最重要的因素，直接影响进程在运行过程中的缺页率，影响页面换进换出的开销。写回磁盘的频率：如果是采取每个页面换出时，就将它写回磁盘的策略，这意味着每换出一个页面，便需要启动一次磁盘。但如果在系统中建立了一个已修改换出页面链表，对每一个要被换出的页面（已修改），系统可暂不把它们写回磁盘，而是将它们挂在已修改换出页面链表上，仅当被换出页面数目达到一定值时，再将它们一起写回到磁盘上，这样就显著地减少了磁盘I/O的操作次数。或者说，减少已修改页面换出的开销。读入内存的频率：在设置了已修改换出页面链表后，在该链表上就暂时有一批装有数据的页面，如果需要再次访问这些页面时，就不需从外存上调入，而直接从已修改换出页面链表中获取，这样也可以减少将页面从磁盘读入内存的频率，减少页面换进的开销。或者说，只需花费很小的开销，便可使这些页面，又回到该进程的驻留集中。,4.3.4 页面缓冲算法PBA,2.页面缓冲算法PBA 页面缓冲算法PBA的主要特点 显著地降低了页面换进、换出的频率，使磁盘I/O的操作次数大为减少，因而减少了页面换进、换出的开销；由于换入换出的开销大幅度减小，才能使其采用一种较简单的置换策略，如先进先出（FIFO）算法，它不需要特殊硬件的支持，实现起来非常简单。VAX/VMS操作系统中所使用页面缓冲算法 在该系统中，内存分配策略上采用了可变分配和局部置换方式。为了能显著地降低了页面换进、换出的频率，在内存中设置了如下两个链表：空闲页面链表：是一个空闲物理块链表，用于分配给频繁发生缺页的进程，以降低该进程的缺页率。当有一个未被修改的页要换出时，实际上并不将它换出到外存，而是把它们所在的物理块，挂在空闲链表的末尾。修改页面链表：由已修改的页面所形成的链表。设置该链表的目的，是为了减少已修改页面换出的次数。降低将已修该页面写回磁盘的频率，以及降低将磁盘内容读入内存的频率。,返回,4.6虚拟存储器,4“抖动”与工作集,1.多道程序度与“抖动”,多道程序度与处理机的利用率 由于虚拟存储器系统能从逻辑上扩大内存，人们希望在系统中能运行更多的进程，即增加多道程序度，以提高处理机的利用率。在虚存中，页面在内存与外存之间频繁调度，以至于调度页面所需时间比进程实际运行的时间还多，此时系统效率急剧下降，甚至导致系统崩溃。这种现象称为颠簸或抖动。产生“抖动”的原因 页面淘汰算法不合理 分配给进程的物理页面数太少,2.工作集,工作集的基本概念 进程发生缺页率的时间间隔，与进程所获得的物理块数有关。图6-10示出了缺页率与物理块数之间的关系。基于程序运行时的局部性原理，得知程序在运行期间，对页面的访问是不均匀的，在一段时间内仅局限于较少的页面，在另一段时间内，又可能仅局限于对另一些较少的页面进行访问。这些页面被称为活跃页面。如果能够预知程序在某段时间间隔内，要访问哪些页面，并将它们调入内存，将会大大降低缺页率，从而可显著地提高处理机的利用率。,4.4.2 工作集,工作集的定义 在某段时间间隔里，进程实际要要访问页面的集合。具体地说，是把某进程在时间t的工作集记为w(t，),其中的变量称为工作集的“窗口尺寸”。图6-11示出了某进程访问页面的序列和窗口大小分别为3、4、5时的工作集。由此可将工作集定义为：进程在时间间隔（t-，t）中引用页面的集合。工作集w(t，)是二元函数，即在不同时间t的工作集大小不同，所含的页面数也不同；与窗口尺寸有关。工作集大小是窗口尺寸的非降函数：,3.“抖动”的预防方法,采取局部置换策略 在页面分配和置换策略中，如果采取的是可变分配方式时，为了预防发生“抖动”，可采取局部置换策略。把工作集算法融入到处理机调度中 在调度中融入了工作集算法，则在调度程序从外存调入作业之前，必须先检查每个进程在内存的驻留页面是否足够多。利用“L=S”准则调节缺页率 于1980年Denning提出了“L=S”的准则，来调节多道程序度，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。利用“L=S”准则，对于调节缺页率是十分有效的。选择暂停的进程 当多道程序度偏高时，已影响到处理机的利用率，为了防止发生“抖动”，系统必须减少多道程序的数目。,返回,4.6 虚拟存储器,5 请求分段存储管理方式,请求分段中的硬件支持分段的共享与保护,1.请求分段中的硬件支持,请求段表机制,在段表项中，除了段名（号）、段长、段在内存中的起始地址外，还增加了以下字段：存取方式：由于在应用程序的段是信息的逻辑单位，可根据该信息的属性，对它实施保护，故在段表中增加存取方式字段，如果该字段为两位，则存取属性是只执行、只读，还是允许读/写。访问字段A：记录该段被访问的频繁程度。提供给置换算法选择换出页面时参考。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：用于指示本段是否已调入内存，供程序访问时参考。增补位：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。,1.请求分段中的硬件支持,缺段中断机构,1.请求分段中的硬件支持,地址变换机构,2.分段的共享与保护,共享段表 在系统中配置一张共享段表，所有各共享段都在共享段表中占有一表项。在表项的上面记录了共享段的段号、段长、内存始址、状态（存在）位、外存始址以及共享计数等信息。接下去就是记录了共享此分段的每个进程的情况。,共享进程计数count：记录有多少进程正在共享该分段。存取控制字段：对于一个共享段，应为不同的进程赋予不同的存取权限。段号：每个进程可用自己进程的段号，去访问该共享段。,2.分段的共享与保护,共享段的分配与回收 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，当又有其它进程需要调用该共享段时，无须再为该段分配内存。共享段的回收：当共享此段的某进程不再需要该段时，若无其他进程使用该段，则由系统回收该共享段的物理内存，否则只是取消调用者进程在共享段表中的有关记录。,2.分段的共享与保护,分段保护 由于每个分段在逻辑上是相对独立的，因而比较容易实现信息保护：越界检查：在进行地址变换时，利用地址变换机构完成的，从而保证了每个进程只能在自己的地址空间内运行。存取控制检查：以段为基本单位进行，在段表的每个表项中，都设置了一个“存取控制”字段，用于规定对该段的访问方式。通常的访问方式有：只读、只执行、读/写。环保护机构：低编号的环具有高优先权。在环系统中，程序的访问和调用应遵循以下规则：一个程序可以访问驻留在相同环或较低特权环（外环）中的数据；一个程序可以调用驻留在相同环或较高特权环（内环）中的服务。,返回,