虚拟存储器管理的技术

缺页率：f = (缺页次数/访问页面总数)% 常见的页面置换算法：
最佳置换算法 OPT；先进先出置换算法FIFO；最近最 少使用置换算法LRU；最近未使用置换算法NUR；工作 集。
最佳置换算法 OPT （Optimum Strategy）
基本原则： 淘汰在将来再也不被访问，或者是在最远的将来 才能被访问的页。 特点： 无法预测作业将用到哪些页！所以此算法是无法 实现的——理论上的算法。 例：某进程分配页架数为3，其运行期间页面访 问序列：A,B,C,D,A,B,E,A,B,C,D,E，分析其按照 OPT算法进行页面置换时的缺页情况。 （堆栈式算法）
主存分配原则：系统以页架为单位把主存分给作业或进程，
并且分给一个作业或进程的页架不一定是相邻和连续的。即作 业可以按页为单位零散地放在主存不连续的页架中。 页面 与页架一一对应（对应关系由页表记录）。
页表：系统在作业装入主存时建立进程的同时建立的，记录各页 面的调度情况。页表表目也称为页描述子(page descriptor)，包括 页号、状态、页架号、页面存储控制字段。页表起始地址b和表 长L一般放在该作业进程的PCB中，当进程投入运行时先装入页 表地址寄存器。 分页系统中地址结构：虚拟地址(p,d)在指令场中的物理表示。 Ex. IBM 页号P 页内地址d
先进先出置换算法FIFO
页面访问序列 A B C D A B E A B C D E A B C D A B E E E C D D A B C D A B B B E C C A B C D A A A B E E + + + + + + + 缺页次数=9； 缺页率 f=9/12=75% 页面访问序列 A B C D A B E A B C D D D E A B C C C D A B B B C A A A B + + + + + 缺页次数=10； 缺页率 f=10/12=83% + + A B C D E A E D C + B A E D + C B A E + D C B A + E D C B +

相关映象的地址转换：图8.4



页表放在相关存储器（关联存储器）：快表/相关页表 相关存储器：硬件寄存器，且有一定的判断能力，实现按内 容检索。 虚拟地址v由硬件截成两部分：(p,d); 用p与相关存储器中各表 目同时比较，查得其所在表目，自动送出页架号p’，再与d构 成实地址（p’,d） 处理机执行速度提高，但高速相关存储器很贵。
相关映象与直接映象结合的地址转换(续)

程序运行的局部性：
• 时间局部性：刚被访问过的单元很快再被访问； • 空间局部性：刚被访问过的单元的邻近单元很快 再被访问。

由于程序运行的局部性特点，使相关存储器 命中率达90%左右，速度约降低10%以下。 Ex: Z8000，16个表目，命中率96% NS32032，32个表目，命中率97%
缺点：

解决：尽可能减少缺页中断次数。




程序质量：尽可能使编出的程序具有高度的局部性， 则执行时可经常集中在几个页面上进行访问，减少缺 页率。 页面大小：页面大，页表小，省空间且查找快；缺页 次数相对也少；一次换页的时间长，页内零头空间浪 费的可能性较大。页面小则相反。 主存容量：一个程序运行时遇到缺页中断的次数，是 和分配给该道程序的主存容量(页架数)成反比的，但 当主存容量达到某个值时，缺页次数减少不再明显。 多数程序都有一个确定值——拐点。图8.17 淘汰算法：在淘汰页选择范围选择最合适的置换算法。
最佳置换算法OPT
页面访问序列 A B C D A B E A B C D E A A A A B A A B E E E E B B B A B B E B C D D C D D D E A A B C C + + + + 缺页次数=7； 缺页率=7/12=58% + + +
先进先出置换算法FIFO (first-in,first-out)
最近未使用置换算法（Not used Recently）NUR
页表扩充：为每个页面设置两个硬件位—访问位和修改位。
访问位= 0：该页尚未被访问过 = 1：该页已经被访问过 修改位= 0：该页尚未被修改过 = 1：该页已经被修改过
页面描述子 页面号 页架号 状态 存储控制 访问位 修改位 外页地址
实地址：处理机可直接访问的主存的地址称为“实地址” 实地址空间：计算机主存称为“实地址空间”。
动态地址映象机构：实现由虚拟地址到实际地址的转换。 （把程序的指令和数据所在的虚拟地址放入主存实地址中去）
虚拟地址空间（虚存）>>实地址空间（主存） 虚存地址空间大小取决于：

指令中的地址长度； 外存空间的大小。
用户逻辑地址空间的分页：逻辑地址空间划分成与页架大
小相同的部分--页(逻辑页，虚页)，不足一页的补齐一页。给 页从0编号---页号。
逻辑地址的表示：虚拟地址A=>数对（p,d）,
p--页面号；d--虚拟地址在页面号p内相对地址（页内地址） 页面大小 L，则p= A/L； d=[A]MOD L ex：L=1000, A=3456 =>逻辑地址 (3,456)
Ch8 虚拟存储器管理技术

分页存储管理 分段存储管理 段页式存储管理
8.1 基本概念
进程执行程序时要访问的是程序的指令和数据的逻 辑地址。进程在处理机上才能运行，通过处理机实 际访问指令和数据的主存地址。 严格区分逻辑地址（相对地址）及逻辑地址空间和 绝对地址（实际地址）及绝对地址空间（实存地址 空间）。 虚拟地址：把一个运行进程访问的地址称为“虚拟地址” 虚拟地址空间：一个运行进程可访问的虚拟地址集合。
3. 分页存储管理策略要解决的三个问题
何时取页？取页策略


请求取页：当用到某页而不在主存时即缺页时取页 (请求式分页存储管理)。 提前取页：预先装入主存一页或几页（提前页）。
取来的页面装入主存中哪个页架？置页策略 一般装入主存任一个可用的页架中。 当需调入一页，而主存已无可用的自由页架时， 如何选择或腾出一个页架给新进入的页面？ 页面置换策略/页面淘汰策略
8.2 分页存储管理
1.分页存储管理的基本规则 2.分页系统的地址转换 3.分页存储管理策略： 4.分页存储管理技术性能分析
5.页的共享和保护 6.分页存储管理技术的软硬件实现
1. 分页存储管理基本规则
等分主存：把主存划分成相同大小的存储块---页架（page
frame），页架大小固定不变。页架从0编号---页架号。
基本原则：淘汰最近未使用的页，且希望其在主存逗 留期间页面内的数据未被修改过！
过程：


开始时所有页的访问位，修改位都为0。访问/修改时再置1。 当选择淘汰页时，按照 访问位 0 0 1 1 的顺序淘汰。 修改位 0101 周期性地对访问位清零！
4.分页存储管理技术性能分析
优点：

页面置换算法/页面淘汰算法
页的置换算法：当发生缺页，而主存中已无空闲页架
时，需选一页淘汰。选取淘汰页的方法叫页的置换算法。
抖动：刚被淘汰出去的页，不久又被访问，又需把它
调入而将另一页淘汰出去，很可能又把刚调入的或很快 要用的页淘汰出去了。如此反复更换页面，以至系统大 部分机时花在页面的调度和传输上，系统的实际效率很 低。这种现象称为“抖动”。


可提供多个大容量的虚拟存储器：作业的地址空间不 再受主存大小的限制。 主存利用率大大提高：作业中不常用的页不会长期驻 留在主存，当前运行用不到的信息也不必调入主存。 能实现多道作业同时运行。 方便用户：大作业也无须考虑覆盖问题。 缺页中断处理增加系统开销 页面的调入调出增加I/O系统的负担 此外页表等占用空间且需要管理，存在页内零头…...
相关映象与直接映象结合的地址转换：图8.5

Hale Waihona Puke 用8~16个高速相关存储器：存放正在运行进程当前最常用的 部分页面的页描述子（页表的子集）。 全部页表存放在主存系统区。 同时进行相关映象和直接映象（比较快表和主存页表-慢表）， 相关映象成功，就自动停止直接映象工作；否则由直接映象 找出p’并与d构成实地址，同时把该表目送入相关存储器。
最近最少使用置换算法LRU
页面访问序列 A B C D A B E A B C D E A B C D A B E A B C D E A B C D A B E A B C D A B C D A B E A B C + + + + + + + 缺页次数=10； 缺页率=10/12=83% + + +
操作 系统 作业 2 第 0 页 作业 3 第 0 页 空闲 作业 2 第 1 页 作业 1 第 0 页 作业 1 第 1 页 作业 2 第 2 页 空闲 作业 3 第 1 页
页面映象表（页表）
逻辑地址空间
物理存储（主存）
2.分页存储管理地址转换
直接映象的地址转换：图8.3
进程被调度：该进程页表起始地址和表长送页表寄存器 R=(L,b); 进程访问虚地址v：地址映象硬件把v->(p,d)； 比较页面号p与页表长L，判断是否越界； 页访问合法——按p索引页表：b+p*i => 第p个页面对应页表 表目——页描述子（页架号p’）(i为表目长度) 根据该表目中存储控制字段检验访问权限是否合法； 硬件计算实际地址：页架号p’与 d构成物理地址（p’,d）。 页表放在主存中系统表格区： 主存页架数N=主存大小/页大小；最多可存放N个页面，必然还 有未能调入主存的页面，即所有进程页表表目数之和>=N，页表 所占空间=页表表目数 * 每个表目长度l>=N*l 缺点：访问两次主存（页表，数据），处理机执行速度降低1/2。