中科大操作系统原理与实现课件9_VirtualMemory1

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操作系统课件：ch9-虚拟内存(virtual memory)

–请求分段调度（Demand segmentation）
虚拟内存的实现过程
1. 在程序装入时，不必将其全部读入到内存，而只需将当前需要执行的部分页或段读入到内存，就可让程序开始执行。
2. 在程序执行过程中，如果需执行的指令或访问的数据尚未在内存（称为缺页或缺段），则由处理器通知操作系统将相应的页或段调入到内存，然后继续执行程序。
内存中可以放更多进程，并发度好，效率高
将需要的部分放入内存，有些用不到的部分从来不
放入内存，内存利用率高
Байду номын сангаас
如一些处理异常
程序开始执行、响应时间等更快
的代码!
虚拟内存思想既有利于系统，又有利于用户
如何实现虚拟内存!
虚拟内存
1.1 • 虚拟内存引入的原因 1.2 • 虚拟内存 1.3 • 虚拟内存的实现
•加载进程A
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分页示例
•加载进程B
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本章教学目标
• 虚拟内存引入的原因 • 虚拟内存 • 虚拟内存实现原理：调页 • 虚拟内存考虑的问题
一个游戏引起的联想…
用户眼里的内存!
4G 操作系统段
用户代码段
cs:ip 逻辑地址
用户数据段

操作系统原理课件-第十四讲虚拟存储器(VIRTUAL MEMORY)

虚拟存储器的实现方式
❖ 请求分页系统（demand paging）
❖ 请求分段系统（demand segmentation）
4.8.2 请求分页存储管理方式（虚拟页式(virtual paging)）
在简单页式存储管理的基础上，增加请求调页和页面置换功能。
请求分页的实现请求分页的策略
请求分页的实现——硬件支持
1）内存分配问题：不必一次装入作业的所有页面，究竟装入时分配多少个内存块？
2）调页问题：不是所有的页面都在内存中，哪些页面应该在内存中？剩下的页面何时调入？从何处调入？如何调入？
3）页面置换问题: 当没有空闲内存块，又需要调入新的页面时，要将已装入内存的页面置换出去，如何选取页面置换？
1.内存分配策略 P147
例：UNIX方式
4.8.3 Page Replacement Algorithms （中级调度算法）
功能：需要调入页面时，选择内存中哪个物理页面被置换。称为replacement policy。
目标：把未来不再使用的或短期内较少使用的页面调出，通常只能在局部性原理指导下依据过去的统计数据进行预测；
对换技术(置换) ——Swapping P129
什么是对换技术? 为什么要对换?
早期的对换技术：解决由于内存不足而无法同时容纳多个用户程序的问题。
多道程序环境下的对换技术：把内存中暂时不能运行的进程，或暂时不用的程序和数据，换出到外存上，以腾出足够的内存，把具备运行条件的进程，或所需要的程序和数据，换入内存。
2、问题产生的原因作业装入的“一次性” 作业装入后的“驻留性”
3、解决方法的探索不需一次全部装入作业装入内存的程序可在不需要访问时暂时退出内存

操作系统ch09_virtual memory_cn

第三部分. 内存管理第九章：虚拟内存1.介绍虚拟内存的优点及相关术语2.介绍按需调页、3.页置换算法4.以及帧分配算法1. 背景逻辑内存磁盘虚拟内存物理内存Page 0Page 1Page 2Page 0Page 1Page 2swap in页表swap out1. 背景•虚拟内存是内存管理的一种技术，它允许执行进程不必完全载入内存。

为了运行程序，可以部分程序载入到内存•优点：1.逻辑地址空间可大于物理地址空间2.可以被多个进程共享地址空间3.可以提供更有效的进程创建虚拟内存大于物理内存的图进程的虚拟地址空间是进程如何在内存中存放的逻辑视图进程的虚拟地址空间这个孔是虚拟地址的一部分，只有在堆和栈生长时，才需要实际的物理地址使用虚拟内存的共享库虚拟内存也允许共享，实现进程之间内存共享2. 按需调页执行程序如何从磁盘载入内存（全部、部分）•为执行程序需要调入页、但暂时不需要的页不会调入到物理内存−可以减少I/O−可以减少内存使用−应答时间快•那么操作系统需要区分哪些页在物理内存，哪些页在虚拟内存−有效/无效位（valide/invalide）分页的内存到连续的磁盘空间之间的传送•交换程序•调页程序有效-无效位•有效（v）：页在物理内存中•无效（i）：页不在物理内存中，即在虚拟内存中-当访问无效页时，系统会出现页错误（Page Fault）-页错误触发载入（从虚拟内存到物理内存）vvvviii….Frame #valid-invalid bit page table当有些页不在内存中时的页表Virtual memory 页不在物理内存空间里页错误•想要访问的页不在内存空间（无效页），会发生页错误，并陷入操作系统•确定该访问是否合法，不合法就结束进程，合法就进行以下操作1.找到一个空闲帧2.将所需要的页调入找到的空闲帧3.修改页表（有效、无效位），以表示该页已在物理内存中4.重新开始因陷阱而中断的指令问：要是没有空闲帧，怎么办？处理页错误的步骤可能会出现的问题？3.创建进程时使用虚拟内存的长处写时复制(Copy-on-Write)•COW 技术允许父进程和子进程共享物理内存中的页•如果任何一个进程需要对页进行写操作，那么就会创建一个共享页的副本•优点1.可以快速创建进程2.最小化新创建进程的页数问：从哪里分配空闲页？答：空闲缓冲池举例：进程1修改页C之前创建进程时，可以通过共享页的方式，暂不进行复制操作举例：进程1修改页C之后当发生写得操作的时候发生复制操作没有空闲帧可分配，怎么办？可以采取以下几种方法−终止进程−交换出一个进程，页置换（page replacement）页置换找出当前没有使用的帧，并将其换出；需要使用的页，将其换入页置换算法的性能指标：如何最小化页错误的发生，同一个页有可能多次被释放、被载入页置换是按需调页的基础，它分开了逻辑内存和物理内存，给程序员提供的巨大的内存空间4. 页置换Need for pagereplacement页置换页面置换的基本操作A.查找所需页在磁盘上的位置B.查找一个空闲帧•如果有空闲帧就用•如果没有空闲帧，就通过某种置换算法选择一个“牺牲”帧C.将所需要的页读入空闲帧，修改页表和帧表D.重启进程页置换页置换发生两次页传输（换入、换出），导致页处理时间加倍，增加了内存访问时间有效方法+ 每个页关联一个修改位（modify bit）+ 通过修改为确认关联页是否被修改--如被修改过，在换出时必须写入磁盘--如没有被修改过，在换出时，不需要写入磁盘，从而避免了写入磁盘操作页置换5. 页置换算法1.FIFO 算法2.最优置换算法3.LRU（Least Recently Used）算法4.近似LRU 算法5.基于计数的算法6.页缓冲算法置换算法Goal：最小化页错误发生利用引用串(reference string)来评估一个置换算法•引用串：一系列页的序号•评估：检查发生的页错误次数页错误和帧数量关系图物理帧和页错误成反比（more frames less page fault）（1) FIFO 页置换FIFO 算法•引用串: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5•异常现象：more frame more page fault1234125343个帧12351245434个帧FIFO Illustrating Belady’s Anomaly异常现象(2) 最优置换•置换最长时间不会用的帧(将来)•4 个帧例子1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 512345-但问题是怎么知道引用串的未来信息？-最优算法主要用于比较研究最优置换1.最长时间不会用的是72.最长时间不会用的是13.依次类推4.。

operating system操作系统ch09 virtual memory 70 文档

algorithms, and allocation of page frames ? To discuss the principle of the working-set model
9.2
Content Overview
? Background ? Demand Paging ? Copy-on-Write ? Page Replacement ? Allocation of Frames ? ThrashБайду номын сангаасng ? Memory-Mapped Files ? Allocating Kernel Memory ? Other Considerations ? Operating-System Examples
9.12
Page Fault (Cont.)
? Restart instruction ? block move
? auto increment/decrement location
9.13
Steps in Handling a Page Fault
9.14
Performance of Demand Paging
9.3
9.1 Background
? Virtual memory – separation of user logical memory from physical memory.
? Only part of the program needs to be in memory for execution ? Logical address space can therefore be much larger than physical
1. Operating system looks at another table to decide:

操作系统原理虚拟存储器管理资料

光存储技术
通过垂直堆叠存储单元，提供更高的存储密度和更低的延迟，有望改变虚拟存储器的架构和设计。
利用激光在介质上刻写数据，具有极高的存储密度和长达数百年的数据保存期限，为虚拟存储器提供了前所未有的容量和可靠性。
云计算与虚拟存储器的关系
云计算资源池化
分布式存储系统
云原生技术
云计算通过虚拟化技术将物理资源抽象成逻辑资源，实现资源的动态分配和共享，虚拟存储器是云计算资源池化的重要组成部分。
物理地址空间
实际内存中的地址空间，与逻辑地址空间不一定连续。物理地址是内存单元的实际地址，由硬件直接访问。
地址映射机制
1 2
动态重定位
程序执行时，将逻辑地址转换为物理地址的过程。通过查页表或段表实现地址映射。
请求调页/请求分段
当所需页面/段不在内存中时，发出缺页/缺段中断，将所需页面/段调入内存。
05
虚拟存储器与操作系统的关系
虚拟存储器对操作系统的影响
扩大内存容量
虚拟存储器通过内外存交换技术，使得程序可以使用比实际内存更大的容量。
内存保护
每个程序都在自己的虚拟地址空间中运行，互不干扰，提高了系统的安全性。
内存管理灵活
虚拟存储器实现了内存的逻辑扩充，使得内存管理更加灵活，方便用户和程序员使用。
03
内存回收策略
当进程不再需要某些内存空间时，操作系统需要将这些空间回收并重新利用。常见的内存回收策略包括引用计数法、标记清除法和复制法等。
缓存技术
要点一
缓存命中与缺失
当CPU访问数据时，如果数据已经在缓存中，则称为缓存命中；否则需要从主存中读取数据到缓存中，称为缓存缺失。

操作系统原理虚拟存储管理技术讲义

操作系统原理虚拟存储管理技术
1、请求分页式存储管理的基本概念 1）基本原理
运行前将一部分页面装入内存，另外一部分页面则装入外存。在程序运行过程中，如果所访问的页面不再内存中，则发生缺页中断，操作系统进行页面动态调度：
a）找到被访问页面在外存中的地址。 b）在内存中找一个空闲块，如果没有，则按照淘汰算法选择一个内存块，将此块内容写回外存，修改页表。
2）堆栈法
按照页面最后一次访问的时间次序依次排列到堆栈中。进程访问某一页时，其对应的页面号由栈内取出压入栈顶，因此，栈顶始终是最新被访问页面的页面号，栈底则是最近最久没有使用的页面号。
操作系统原理虚拟存储管理技术
4）最近未使用置换算法（NRU）近似于LRU算法，不但希望淘汰最近未使
用的页面，还希望被挑选的页面在内存驻留期间，其页面内容没有给修改过，因此增加两个硬件位：访问位和修改位。 0和1，0表示未访问或未修改。
操作系统原理虚拟存储管理技术
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): 表示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)：表示该页最近未被访问，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。
操作系统原理虚拟存储管理技术
• Belady现象：采用FIFO算法时，如果对一个进程未分配它所要求的全部页面，有时就会出现分配的页面数增多，缺页率反而提高的异常现象。
• Belady现象的描述：一个进程P要访问M个页， OS分配N个内存页面给进程P；对一个访问序列S，发生缺页次数为PE（S,N）。当N增大时， PE(S, N)时而增大，时而减小。 • Belady现象的原因：FIFO算法的置换特征与进程访问内存的动态特征是矛盾的，即被置换的页面并不是进程不会访问的。

作业系统 -11_Virtual Memory

虛擬記憶體管理Demand PagingCopy--on on--write, SwappingCopy頁替換演算法, 欄配置演算法Thrashing記憶體對映檔案虛擬記憶體(virtual memory) 使行程執行於虛擬位址空間的技術次級儲存體虛擬記憶體由四部分組成, 通常使用分頁與置換來實作虛擬位址空間(Virtual address space)行程所看到的位址空間→邏輯位址空間記憶體對映→分頁表實體記憶體■次級儲存體(硬碟) 優點具有分頁的所有優點允許行程不必完全存在實體記憶體中而執行可允許執行需求超過實體記憶體的行程Demand Paging行程執行時只有在需要讀寫或執行某一頁的時候才把該頁置換進來範例1111--1頁的無效位元標示頁是否存在實體記憶體中，否則須載入分頁錯誤(Page fault)參考到無效頁時中斷至作業系統由磁碟載入存取時間8mson--write)(Copy--on寫入時複製(Copyfork時並不複製資料分頁，直到寫入時才複製分頁替換(Swapping) 所有記憶空間都已被使用所有記憶空間都已被使用, , 就必須替換到硬碟就必須替換到硬碟分頁替換如果沒有空白欄可用如果沒有空白欄可用, , 即替換未使用的欄即替換未使用的欄儲存未被需求頁儲存未被需求頁, , 載入需求頁載入需求頁, , 更改分頁表更改分頁表頁替換與欄配置Demand Paging 下行程不須分配所有的記憶體硬碟I/O 需要時間: 讀取8ms, 傳輸50us減少分頁錯誤→改善演算法頁替換演算法--FIFO替換最早替換過的頁→Belady's anomaly頁替換演算法--最佳頁替換把未來最長時間之內不會被用到的那一頁替換掉→必須預知哪種情況最佳頁替換演算法--LRU替換近來最少使用(Least (Least--Recently Recently--Used)的頁額外的堆疊表, 將最近參考的頁置於堆疊頂端→缺少硬體支援很難實現頁替換演算法--第二次機會替換法 Intel CPU 分頁功能支援Accessed (參考位元) 讀取該頁則設為1Dirty (修改位元) 修改該頁則設為1(0, 0) 最近未使用也未被修改→最佳替換頁(0, 1) 最近末使用但曾被修改→需要寫入磁碟, 才能替換(1, 0) 最近被使用但未修改→設A 為0, 第二次機會(1, 1) 最近被使用且被修改→最有可能再被使用, 非必要不替換頁替換演算法--頁緩衝法頁緩衝區頁被修改且需要替換時, 由系統接管, 行程可以不必等待頁的寫入分頁裝置閒置時，就選出緩衝區的頁寫入磁碟中, 該頁Dirty 位元重置為0緩衝區中的頁被參考到緩衝區中的頁被參考到, , 即歸還給行程即歸還給行程欄配置演算法每個行程的最少量有效減少分頁錯誤的最低數目每個行程可配置的最大量實體記憶體扣除作業系統所剩都可配置行程間分配行程有需要就必須配置Realtime考量是否可替換其他行程的頁? ? Realtime平均分配, 或依分頁錯誤頻率, CPU 使用率,優先權等等分配分頁錯誤頻率太高→行程需要更多的欄→配置更多欄或避免替換太低→行程擁有太多欄→優先替換輾轉現象(Thrashing)CPU 使用率降低→執行新行程→替換原有行程的頁→更多的分頁錯誤→CPU使用率更降低→…預先載入分頁(Prepaging Prepaging)) 預先載入行程所預先載入行程所需求分頁附近的分需求分頁附近的分頁頁硬碟載入分頁時硬碟載入分頁時, , 傳輸時間傳輸時間<< << 搜尋時間搜尋時間行程的分頁需求通常有區域性行程行程開始執行開始執行時常出現時常出現大量的分頁大量的分頁錯誤錯誤記憶體對映檔案(memory mapping file)允許部份的虛擬位址空間邏輯上連接到檔案。

操作系统原理ppt课件

单缓冲、双缓冲、循环缓冲、缓冲池等。
03
02
缓冲区的作用
缓解CPU与外设之间速度不匹配的矛盾，提高数据传输效率。
缓冲区的管理策略
缓冲区分配、缓冲区回收、缓冲区满和空的处理等。
04
06
现代操作系统技术
微内核操作系统
微内核架构
微内核仅包含最基本的功能，如进程调度、内存管理和进程间通信等，其他服务以用户态进程形式存在。
操作系统的分类与发展
分类
根据使用环境和应用需求，操作系统可分为批处理系统、分时系统、实时系统、网络操作系统等。
发展
随着计算机技术的飞速发展，操作系统也在不断演进，从早期的简单批处理系统发展到现代的多用户、多任务、多媒体操作系统。
操作系统的基本特征
并发性
共享性
操作系统可以同时处理多个任务或事件。
I/O控制方式
程序直接控制方式
CPU直接控制外设，进行数据的输入输出操作。
中断控制方式
外设准备就绪后，向CPU发出中断请求，CPU响应中断后进行数据传输。
DMA控制方式
在外设和内存之间开辟直接的数据交换通道，减少CPU的干预。
通道控制方式
CPU通过通道来控制外设，实现更高效的数据传输。
请求分段存储管理
在段式存储管理的基础上，增加请求调段和段置换功能。
请求分页存储管理
在页式存储管理的基础上，增加请求调页和页面置换功能。
虚拟存储的优缺点
扩大内存容量、提高内存利用率、方便用户编程等；但需要额外的软硬件支持、可能增加系统开销等。
04
文件管理
文件与文件系统
文件的概念
文件是存储在外部介质上的数据集合，是操作系统进行管理和操作的基本单位。

operating system《操作系统》ch09-virtual memory

9.2
Content Overview
Background Demand Paging Copy-on-Write Page Replacement Allocation of Frames Thrashing Memory-Mapped Files Allocating Kernel Memory Other Considerations Operating-System Examples
9.12
Page Fault (Cont.)
Restart instruction block move
auto increment/decrement location
9.13
Steps in Handling a Page Fault
9.14
Performance of Demand Paging
9.15
Demand Paging Example
Memory access time = 200 nanoseconds
Average page-fault service time = 8 milliseconds EAT = (1 – p) x 200 + p (8 milliseconds)
page fault 1. Operating system looks at another table to decide:
Invalid reference abort Just not in memory
2. Get empty frame 3. Swap page into frame 4. Reset tables 5. Set validation bit = v 6. Restart the instruction that caused the page fault

operating system《操作系统》ch09-virtual memory-70-PPT精品文档

only modified pages are written to disk
Page replacement completes separation between logical
memory and physical memory – large virtual memory can be provided on a smaller physical memory
Virtual memory can be implemented via:

Demand paging Demand segmentation
9.4
Virtual Memory That is Larger Than Physical Memory

9.5
Virtual-address Space
9.6
Shared Library Using Virtual Memory
9.7
9.2 Demand Paging
Bring a page into memory only when it is needed

Less I/O needed Less memory needed Faster response
= (1 – p x 200 + p x 8,000,000 = 200 + p x 7,999,800
If one access out of 1,000 causes a page fault, then
EAT = 8.2 microseconds. This is a slowdown by a factor of 40!!

Reference string: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5

操作系统原理9

Chapter 9: Virtual Memory沈卓炜zwshen@h@d九龙湖校区计算机楼347房间52090919Chapter 9: Virtual Memory C apte 9tua e o yBackgroundDemand PagingCopy-on-WritePage ReplacementAllocation of FramesThrashing gMemory-Mapped FilesAllocating Kernel MemoryAllocating Kernel Memory Other ConsiderationsOperating-System ExamplesBackgroundVi t l ti f l i lVirtual memory –separation of user logical memory from physical memory.Only part of the program needs to be in memory for execution.e ecut o Logical address space can therefore be much larger than physical address space larger than physical address space.More programs can be run at the same time L I/O b d d t l dLess I/O be needed to load or swap Virtual memory can be implemented via:y pDemand pagingDemand segmentationDemand segmentationVirtual Memory That is Larger Than PhysicalMemoryVirtual-address Space tua add ess SpaceChapter 9: Virtual Memory C apte 9tua e o yBackgroundDemand PagingCopy-on-WritePage ReplacementAllocation of FramesThrashing gMemory-Mapped FilesAllocating Kernel MemoryAllocating Kernel Memory Other ConsiderationsOperating-System ExamplesDemand PagingBring a page into memory only when it is neededneeded. Less I/O neededLess memory neededFaster responsep More usersPage is needed reference to it Page is needed ⇒reference to it invalid reference ⇒abortnot-in-memory ⇒bring to memoryPure demand paging –never bring a page Pure demand paging never bring a page into memory unless page will be neededValid-Invalid Bit a d a d tWith each page table entr a alid in alid bit With each page table entry a valid–invalid bit is associated(1 ⇒in-memory, 0⇒not-in-memory)Initially valid–invalid bit is set to 0on all Initially valid invalid bit is set to 0 on all entries.D i dd t l ti if lid i lid bit During address translation, if valid–invalid bit in page table entry is 0 ⇒page fault.Page Table When Some Pages Are Not in MainMemoryPage FaultIf th i f t fi tIf there is ever a reference to a page, first reference will trap to OS ⇒page fault OS looks at another table to decide: Invalid reference abortInvalid reference ⇒abort. Just not in memory.Get empty frame.Swap page into frameSwap page into frame. Reset tables, validation bit = 1. Restart instructionblock moveblock move auto increment/decrement locationSteps in Handling a Page Fault Steps a d g a age au tPerformance of Demand Paging e o a ce o e a d ag gPage Fault Rate 0 ≤p ≤1.0if 0f ltif p = 0 no page faults if p = 1, every reference is a fault Effective Access Time (EAT) Effective Access Time (EAT)EAT = (1 –p ) x memory access+ p (page fault overhead+[swap page out ]+ [swap page out ]+ swap page in+ restart overhead)Demand Paging Example e a d ag g a p eMemory access time = 1 microsecond y50%of the time the page that is being 50% of the time the page that is being replaced has been modified and therefore d t b d tneeds to be swapped out. Swap Page Time = 10 msec = 10,000 usecEAT =(1p)x 1+p (15000)EAT = (1 –p) x 1 + p (15000)1 + 15000P (in usec)()Chapter 9: Virtual Memory C apte 9tua e o yBackgroundDemand PagingCopy-on-WritePage ReplacementAllocation of FramesThrashing gMemory-Mapped FilesAllocating Kernel MemoryAllocating Kernel Memory Other ConsiderationsOperating-System ExamplesProcess Creation ocess C eat oVirt al memor allo s other benefits d ring Virtual memory allows other benefits during process creation:-Copy-on-Write Copy on WriteM M d Fil (L t )-Memory-Mapped Files (Later)Copy-on-Write Copy o teCopy-on-Write (COW) allows both parent and child processes to initially the and child processes to initially share the same pages in memory.If either process modifies a shared page, only then is the page copied.y p g p COW allows more efficient process creation as only modified pages are copied as only modified pages are copied. Free pages are allocated from a pool of zeroed-filled pages.Chapter 9: Virtual Memory C apte 9tua e o yBackgroundDemand PagingCopy-on-WritePage ReplacementAllocation of FramesThrashing gMemory-Mapped FilesAllocating Kernel MemoryAllocating Kernel Memory Other ConsiderationsOperating-System ExamplesWhat happens if there is no freef ?frame?Page replacement find some Page replacement –find some page in memory, but not really in it tuse, swap it out algorithm gperformance –want an algorithm which will result in minimum number which will result in minimum number of page faultsSame page may be brought into Same page may be brought into memory several timesPage ReplacementPrevent over-allocation of memory by modifying page-fault service routine to modifying page fault service routine to include page replacement.U dif di t )t d h d f Use modify (dirty ) bit to reduce overhead of page transfers –only modified pages are written to disk.Page replacement completes separation Page replacement completes separation between logical memory and physical l i t l b memory –large virtual memory can be provided on a smaller physical memory.Need For Page Replacement eed o age ep ace e tBasic Page Replacement1.Find the location of the desired page on disk disk.2.Find a free frame:-If there is a free frame, use it.-If there is no free frame, use a page,p g replacement algorithm to select a victim frameframe.3.Read the desired page into the (newly) free frame. Update the page and frame tables.Restart the instruction.4.Restart the instruction.Page Replacement age ep ace e tPage Replacement Algorithms age ep ace e t go t sWant lo est page fa lt rateWant lowest page-fault rate. Evaluate algorithm by running it on a g y gparticular string of memory references(reference string)and computing the number (reference string) and computing the number of page faults on that string.I ll l th f t i i In all our examples, the reference string is 1,2,3,4,1,2,5,1,2,3,4,5.1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5.Graph of Page Faults Versus The Number ofFramesFirst-In-First-Out (FIFO) Algorithm st st Out (O)go t Reference string: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 53frames (3pages can be in memory at a 3 frames (3 pages can be in memory at a time per process)1145232312349 page faultsFirst-In-First-Out (FIFO) Algorithm st st Out (O)go t 4 frames1154232312510 page faults443 FIFO Replacement –Belady’s Anomaly more frames ⇒less page faultsFIFO Page Replacement O age ep ace e tFIFO Illustrating Belady’s Anamoly O ust at g e ady s a o yOptimal AlgorithmReplace page that will not be used for longest period of time.p4 frames example1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 514236 page faultsH d k thi ?45 How do you know this? Used for measuring how well your algorithm g y g performs.Optimal Page Replacement Opt a age ep ace e tLeast Recently Used (LRU)AlgorithmReference string: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 454, 512534435 Counter implementationE t h t tiEvery page entry has a counter; every time page is referenced through this entry, copy the l k i t th tclock into the counter. When a page needs to be changed, look at the counters to determine which are to change.LRU Page Replacement U age ep ace e tLRU Algorithm (Cont.)U go t (Co t )Stack implementation keep a stack of Stack implementation –keep a stack of page numbers in a double link form: Page referenced:9move it to the top p9requires 6 pointers to be changedNo search for replacementNo search for replacementUse Of A Stack to Record The Most Recent PageReferencesLRU Approximation AlgorithmsReference bitWith h i t bit i iti ll 0 With each page associate a bit, initially = 0 When page is referenced bit set to 1.Replace the one which is 0 (if one exists). We do not know the order, however.,Additional-Reference-Bits AlgorithmK 8bit b t f hKeep an 8-bit bytes for each page At regular intervals shifts the bits right 1 bit, shift the reference bit into the high-order bitInterpret these 8-bit bytes as unsigned intergers, p y g g the page with lowest number is the LRU pageLRU Approximation Algorithms (Cont.)Second chanceNeed reference bit.Clock replacement.p If page to be replaced (in clock order) has reference bit =1then:reference bit 1. then:9set reference bit 0.leave page in memory9leave page in memory.9replace next page (in clock order), subject to same rules.Second-Chance (clock) Page-ReplacementAlgorithmCounting Algorithms Cou t g go t sKeep a counter of the number of references that have been made to each page. LFU Algorithm: replaces page with smallest countcount. MFU Algorithm: based on the argument that the page with the smallest count wasthe page with the smallest count was probably just brought in and has yet to be used used.Chapter 9: Virtual Memory C apte 9tua e o yBackgroundDemand PagingCopy-on-WritePage Replacement Allocation of Frames Thrashing gMemory-Mapped Files Allocating Kernel Memory Allocating Kernel Memory Other Considerations Operating-System ExamplesAllocation of Frames ocat o o a esEach process needs minimum number of pages.Example:IBM 370–6pages to handle SS Example: IBM 370 6 pages to handle SS MOVE instruction:i t ti i 6b t i ht 2instruction is 6 bytes, might span 2 pages. 2 pages to handle from . 2 pages to handle to .Two major allocation schemes Two major allocation schemes. fixed allocationpriority allocationqEqual allocation –processes, give each 20 pages. ProportionalProportional allocation –the size of process.Priority Allocation o ty ocat oUse a proportional allocation scheme sing Use a proportional allocation scheme using priorities rather than size.If process generates a page fault If process P i generates a page fault, select for replacement one of its frames.l t f l t f fselect for replacement a frame from a process with lower priority number.Global vs. Local Allocation G oba s oca ocat oreplacement process selects a Global replacement –process selects a replacement frame from the set of allframes; one process can take a frame from another.Local replacement –each process selects from only its own set of allocated frames from only its own set of allocated frames.Chapter 9: Virtual Memory C apte 9tua e o yBackgroundDemand PagingCopy-on-WritePage ReplacementAllocation of FramesThrashing gMemory-Mapped FilesAllocating Kernel MemoryAllocating Kernel Memory Other ConsiderationsOperating-System ExamplesThrashing as gIf a process does not have “enough” pages, p g p g the page-fault rate is very high. This leads to:low CPU utilization.ti t thi k th t it d t operating system thinks that it needs to increase the degree of multiprogramming. another process added to the system. Thrashing ≡a process is busy swapping pages in and out pages in and out.ThrashingWhy does paging work?Locality model Locality modelProcess migrates from one locality to another.L li i lLocalities may overlap. Why does thrashing occur?y gΣsize of locality > total memory sizeLocality In A Memory-ReferenceP tt PatternWorking-Set Model o g Set odeΔ≡working-set window ≡a fixed number of page referencesExample: 10,000 instructionp , WSS i (working set of Process P i ) =total number of pages referenced in the total number of pages referenced in the most recent Δ(varies in time)if Δtoo small will not encompass entire locality.if Δtoo large will encompass several localities. g pif Δ= ∞⇒will encompass entire program.Working-Set Model (Cont.)o g Set ode (Co t )t t l d d f D = ΣWSS i ≡total demand frames if D > m ⇒Thrashing Policy if D > m, then suspend one of the y ,p processes.Working-set model o g set ode。