虚拟存储管理方式

        前面的所有管理方式都需要将一个作业全部装入内存才能运行，对内存消耗很大。

对此，能否将暂时不需要访问的数据/代码放到外存，将马上/不久将来要访问的数据/代码装入主存。----虚拟存储技术

目录

1、虚拟存储的基本概念

2、虚拟存储管理方式类别 

（1）页式虚拟存储管理

          页面置换算法

（2）请求分段存储管理

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1、虚拟存储的基本概念

局部性原理
程序在执行时将呈现出局部性规律，即在一段时间内程序的执行仅局限于某个部分。
局部性表现为：
时间局限性：程序中存在着大量的循环操作。
空间局限性：程序是顺序执行的，所以一段时间内程序会集中在一定的范围内。

虚拟存储实现

• 仅将那些当前要运行的那部分页面或段，先装入内存便可启动运行，其余部分暂时留在外存上
• 如果程序所要访问的页（段）尚未调入内存（称为缺页或缺段），此时程序应利用操作系统所提供的请求调页（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），则还须再利用页（段）的置换功能，将内存中暂时不用的页（段）调出至磁盘上

虚拟存储是采用请求调入和置换功能，将内存和外存统一管理，达到把作业的一部分装入内存便可运行，给用户提供的一个比内存容量大的一维的逻辑地址空间。容量由内存和外存容量之和、计算机的地址结构二者所决定，其运行速度接近于内存速度。

实现虚拟存储技术的物质基础：

1. 有相当容量的辅助存储器，以存放所有并发作业的地址空间
2. 有一定容量的内存，来存放运行作业的部分程序
3. 有动态地址转换机构，实现逻辑地址到物理地址的转换

        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。

2、虚拟存储管理方式类别 

• 请求分页式：

在页式存储管理的基础上，增加了请求调页和页面置换功能所形成的页式虚拟存储管理

• 请求分段式：

在段式存储管理的基础上，增加了请求调段和分段置换功能所形成的段式虚拟存储管理。

• 请求段页式：

在段页式存储管理的基础上，增加了请求调页和页面置换功能所形成的段页式虚拟存储管理。

（1）页式虚拟存储管理

        在页式存储管理的基础上，增加了请求调页和页面置换功能所形成的页式虚拟存储管理。

为实现调页和置换功能，系统提供：扩充页表机制和缺页中断机制。

• 请求分页的页表机制

        需在页表中再增加若干项，供程序(数据)在换进、换出时参考。在请求分页系统中的每个页表项如图所示：

其中各字段说明如下：

1. 状态位（中断位P）：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考。
2. 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。
3. 修改位M：表示该页在调入内存后是否被修改过。
4. 外存(辅存)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

• 缺页中断机构

​ 在请求分页系统中，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：

1. 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。
2. 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。
3. 一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。

缺页时的地址转换问题：

逻辑地址-->LAR-->页号-->查快表(未查到)-->页表-->不在主存-->产生缺页中断-->将所缺页面装入主存-->块号-->物理地址

   产生的问题：

•      频繁的缺页中断将产生抖动现象，抖动现象将大幅度的影响CPU执行速度；
•     如果系统给作业的块数固定，主存中已经装满，此时需要置换一个新的页面，如何淘汰主存中的一个页面，让出空间。（页面置换过程）

为解决以上问题，我们需要相应的页面置换算法。

页面置换算法

• 先进先出（FIFO)算法

思路：先进先出，采取队列实现，产生缺页中断时选取最早进入主存的页面进行页面淘汰。

例：假设某个作业的页面访问序列为：0 2 1 2 3 1 0 2 4 5 2，系统给作业的块数固定为3块。则其的页面置换实现过程为：

        首次装入的作业也会产生缺页中断（作业的装入就是通过缺页中断实现的）；在这个访问序列中有6个页面，序号为0-5；当系统给出的物理块中已装入该页面，如果CPU访问的是物理块中已有的页面，则不会产生缺页中断，可直接进行访问；

缺页中断率：作业执行过程中出现缺页中断的次数/总页面访问次数

此例中的缺页中断率为：8/11

        由于缺页中断率较高，容易产生抖动现象。

对FIFO算法的改进：

        增加访问标志，建立循环队列，淘汰时检查最早进入主存页面是否被访问了，如果是则选择下一次早进入的页面进行淘汰，以此类推。

时钟置换算法：

        类似一个钟表，一个块指向一个页面，块在循环队列中，指针从队头开始指向；如果指到的块的标记是1，则指针指向下一块，如果是0，则淘汰该块指向的页面，循环如此，一直指向队尾。

      FIFO算法可能使得马上访问的页面被淘汰。

• LRU算法----最近最久未访问淘汰算法

思路：局部性特征：在过去一段时间内，被访问的页面在不久的将来很可能被访问到，因此这些页面不该被淘汰。LRU算法不符合局部性特征。LRU认为：在过去一段时间内，被访问的页面在不久的将来很可能被访问不到，因此这些页面该被淘汰。

实现模型：栈

栈顶：最近访问的页面                                         栈底：最久未访问的页面

缺页中断淘汰栈底的页面

例：假定某个作业的页面访问序列为：0 2 1 2 3 1 0 2 4 5 2；系统给该作业的物理块数为：3块

缺页中断率为：8/11

容易出现抖动现象，且计算机在软硬件上实现困难。

• LFU算法----最近最少访问淘汰算法

思路：在最近一段时间内，访问频率最少的页面在不久的将来很可能访问不到，将其淘汰。

具体实现方式：扩充页表，增加页表访问计数，同样设置定时器。再一定时间内对页面的访问进行计数，产生缺页中断时，选择计数值最小的页面5淘汰。

计算机在软硬件上实现困难。

例：假定系统为某进程分配了3个物理块，并考虑有以下的页面号引用串：
7，0，l，2，0，3，0，4，2，3，0，3，2，l，2，0，l，7，0，1。

• OPT算法----最优最理想算法

思路：将未来访问不到的页面进行淘汰。

前面三种算法均是建立在过去执行过程中访问页面的情况，OPT算法是对未来没执行的页面进行估计。但作业执行过程中其页面序列是不确定的，故无法进行估计。

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工作集
所谓工作集是指，在某段时间间隔（Δ）里，进程实际要访问的页面的集合。

缺页率随着所分得的物理块数目的减少而递增，并在所分到的物理块数目较少处，出现一个拐点。

在拐点下限以左时，随着分到的物理块数目的增加，缺页率明显地减少；
而过了拐点，在下限以右时，随着分到的物理块数目的增加，却对缺页率的改善并不明显。
所以，为进程分配的物理块数，应取在该曲线的拐点左右。

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（2）请求分段存储管理

        请求分段系统在分段系统的基础上实现的虚拟存储器，是以分段为单位进行换入、换出的，同样需要一定的硬件支持和相应的软件，有段表机制、缺段中断机构以及地址变换机构。

• 段表机制

在请求分段式管理中在段表中增加若干项，以供程序在调进、调出时参考。

• 存取方式：用于标识本分段的存取属性是只执行、只读，还是允许读／写。
• 访问字段A：用于记录该段被访问的频繁程度。
• 修改位M：用于表示该段进入内存后，是否已被修改过。
• 存在位P：说明本段是否已调入内存。
• 增补位：用于表示本段在运行过程中，是否进行过动态增长。
• 外存起址：指示本段在外存中的起始地址，即起始盘块号。

• 缺段中断机构

在请求分段系统中，采用的是请求调段策略。

缺段中断的处理过程如下图：

类同缺页中断机构，当进程所要访问的段未调入内存时，便由缺段中断机构在硬件指令中间产生一缺段中断信号，由缺段中断处理程序将所需的段调入内存。与缺页中断机构不同的是由于各段长不同，置换时对内存的管理采用可变分区管理。

• 分段的共享

在请求分段存储管理中为了实现分段共享，减少共享段的调进调出次数，应增加配置共享段表，用来对共享段进行管理

在系统中，用共享段表来记录每一个共享段的段号和段长、内存始址、存在位等信息，并记录共享此分段的每个进程的情况。

• 共享进程计数器COUNT：记录有多少个进程需要共享该分段。
• 存取控制字段：说明不同的进程对该分段不同的存取权限。
• 段号：对于同一个共享段，不同的进程可以使用不同的段号去共享该段。

• 存储保护

存储保护是存储管理的重要任务，常用保护措施有越界检查、存取控制检查和环保护机构。在分段系统中，由于每个分段在逻辑上是独立的，因而实现信息共享保护有意义。

• 越界检查

在段表寄存器中放有段表长度信息，在段表中也为每个段设置有段长字段。
分段地址映射及存储保护机制：

• 存取控制检查

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：

• 只读，即只允许进程对该段中的程序或数据进行读访问
• 只执行，即只允许进程调用该段去执行，但不允许执行读写操作
• 读／写，即允许进程对该段进行读写访问