--请求分页

请求分页管理
• 请求分页管理是动态分页管理，是在静态分页管 理基础上发展而来的。在简单分页管理中，如果 作业所要求的页面数比内存空闲的块数多，则该 作业不能装入运行。在虚拟存储器技术的支持下， 可以进行请求分页管理。 • 那么请求分页管理的基本思想是什么？作业要访 问的页面不在内存时，该如何处理？如何知道哪 些页面在内存，哪些不在？如何决定把作业的哪 些页面留在内存中呢？将虚页调入内存时，没有 空闲块又怎么处理？ • 在虚拟存储系统中，将对逻辑空间和物理空间的 考虑截然分开，逻辑空间的容量由系统提供的有 效地址长度决定。
•
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程序的局部化程度包括时间局部化和空间局部化
时间局部化是指一旦某个位置----数据或指令----被访 问了，它常常很快又要再次被访问。这可通过循环、经 常用到的变量和子程序等程序结构来实现。 空间局部化是指一旦某个位置被访问到，那么它附近的 位置很快也要用到。这可以尽量采用顺序的指令列、线 形的数据结构来实现。
48K B
64K B
图 存储容量与缺页中断次数的关系
4．页面置换算法性能 三个参数：
页面走向：每个作业的虚页调入实存的顺序，称为页面轨迹，
或页面走向，用P表示。 主存容量：是指分配给作业的主存块数，M表示。 置换算法：包括FIFO，LRU等
P 行表示页面走向，M 行表示在主存中的页面号，其中带有+ 的表示新调入 页面，在M行的各列按调入的顺序排列，带有圆圈的数字表示下一时刻 将被淘汰页面，F行表示是否引起缺页中断，带+号的表示引起缺页中断。
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局部化程度随程序而异，一般来说，总希望编制 的程序具有较高的局部化程度。这样，程序执行 时可经常集中在几个页面上进行访问，以减少缺 页中断的次数。
② 页面的大小
页面大小应根据实际情况来确定，它和计算机的性能 以及用户的要求都有关系。
• 页面大，页表小，占用空间小，缺页中断次数少，但换 页时间长，页内碎片也大，浪费空间 • 页面小时，正好相反
实存管理
• 具有整体性、驻留性及连续性三种特性的 存储器管理方法，叫实存管理。我们学习 过的无论是分区管理，分页管理，或分段 管理，还是段页式管理，都属于实存管理。 • 实存管理的所谓整体性是指一个作业的全 部实体在执行之前必须被整个地装入内存， 也就是说，如果一个作业的逻辑地址空间 大于内存的用户区时就不能执行。
①
a)
一个作业不全部装入，该作业能否开始运行， 并运行一段时间？
作业在运行期间的各个阶段，多数作业只使用全部地址 空间的一部分。例如用户编制的出错处理子程序，在作 业正常运行情况下不会执行这些程序，没有必要把它们 调入内存。即程序中往往会有一些彼此互斥的部分不是 每次运行时都能执行到。 程序的局部性。顺序执行的指令和线性结构的数据(如数 组)。它们通常被限定在某一连续区域。一旦某一位置被 访问后，那么它附近的位置很快也会被访问。 因此，没有必要把一个作业一次性全部装入内存再 开始运行。而是可以把程序当前执行所涉及的信息放入 内存中，其余部分可根据需要临时调入，由操作系统和 硬件相配合来完成主存和辅存之间信息的动态调度。
缺页中断次数F=10， 缺页率f=10/12=83%。
例 4 设M=4，其余同例 3，则缺页中断次数和 缺页率？
表4LRU性能分析例(M=4)
3
4
由表 3， 表 4 设G(P, M, t)表示当页面走向为P，主存容量为M，在时 刻t的页面集合，对于LRU算法，存在如下关系，即
G ( P , M , t ) G ( P , M 1 , t )
成立。即对于任何时刻t(t=1, 2, …, 12),G(P, M, t)所选中的页
号必定包含在G(P, M+1, t)之中。这种关系说明了增加主存
容量不会增加缺页中断次数，然而对FIFO算法， 此关系并 不成立。
请求分页存储管理方案的评价
• 它提供了大容量的多个虚拟存储器， 作业地址 • 更有效地利用了主存，一个作业的地址空间不必 全部同时都装入主存， 只装入其必要部分，其 它部分根据请求装入， 或者根本就不装入(如错 误处理程序等)
虚拟存储器的概念 P61
• 虚拟存储技术的基本思想是利用大容量的外存来扩
充内存，产生一个比有限的实际内存空间大得多的、
逻辑的虚拟内存空间，以有效地支持多道程序设计
的实现和大型程序运行的需要，增强系统的处理能 力。
•
请求分页系统支持虚拟存储技术
请求分页存储管理
• 名词
1. 作业的逻辑地址空间划分的页，称为 虚页 2. 主存称为实存 3. 实存中的块称为实页
• 实现这种算法可通过周期性地对“引用位”进行检查， 并利用它来记录一页面自上次被访问以来所经历的时间t， 淘汰时选择t最大的页面。 •不太实用
性能分析
为了尽可能地减少缺页中断的次数，应从
① 程序设计的质量 ② 页面的大小 ③ 主存的容量 ④ 页面置换算法 等几方面来考虑。
①
程序设计的质量(主要指程序的局部化程度)
• 基于上述情况，就没有必要把一个作业一次性全 部装入内存再开始运行。而是可以把程序当前执 行所涉及的信息放入内存中，其余部分可根据需 要临时调入，由操作系统和硬件相配合来完成主 存和辅存之间信息的动态调度。这样的计算机系 统好像为用户提供了一个存储容量比实际主存大 得多的存储器，就称为虚拟存储器。
缺页中断次数F=10 缺页率f=10/12=83%
异常现象 （Belady异常）
由表1，表2得出：对于FIFO算法，内存增加，缺页率反而增加！
例 3 设页面走向如上，M=3，置换算法为LRU，则缺页中断 次数和 缺页率？ 由于采用 LRU 算法， M 中各列按访问的时间顺序排列， 最近被访问的页面在最前。 表3LRU性能分析例(M=3)
• 请求分页管理就能实现这种虚存空间，基本方法是在分页管 理的基础上，在作业开始执行前，只装入作业的一部分页面 到内存，其它的页面在作业执行过程中根据需要，动态地从 辅存装入内存。当内存块已经占满时，再根据某种策略交换 出部分页面到辅存。 • 根据作业的执行情况装入作业的部分实体，显然节省了内存 空间。 • 请求分页管理和分页管理的数据结构、地址映射和存储保护、 存储分配与回收等都类似，但请求分页管理的实现过程复杂 很多，需要由硬件和软件的相互配合才能完成。
页面置换算法/淘汰算法
• • • • 先进先出算法(FIFO)
– 淘汰驻留主存时间最长的页面
最近最久未用置换算法(LRU)
– 淘汰在最近一段时间最久未用的页面
最近最不常用算法 最近未使用算法
1. 先进先出算法（FIFO算法）
• 这种算法的基本思想是：总是先淘汰那些驻留 在内存时间最长的页面，即先进入内存的页面先被 置换掉。 •理由是：最先进入内存的页面不再被访问的可能 性最大。
• 更加有利于多道程序的运行， 从而提高了系统 效率；
③ 主存的容量 一个作业的执行所产生缺页的次数是存放页面的实际存 储容量的函数。当存储容量达到某一程度时，缺页中断 的次数的减少就不明显了。 试验分析表明：对所有程序来说，要使之有效地工作， 它在主存中的页面数不低于它的总页面数的一半。
缺 页 次 数F 9000 8000 7000 6000 5000 4000 3000 2000 1000 0 16K B 32K B M 80K B 96K B 112K B 主 存 大 小 M 24 K B 32 K B 48 K B 64 K B 80 K B 96 K B 112 K B 128 K B 160 K B 192 K B F 9321 5126 2456 1295 696 441 329 271 144 62
• 驻留性是指作业一旦进入内存便一直驻留 在内存区直到运行完毕。 • 连续性，顾名思义，是指给作业分配的一 片连续的内存空间。 • 整体性、驻留性及连续性这三种特性不利 于内存空间的有效利用。
虚拟存储器
• 虚拟存储器（Virtual Memory），简称虚存， 是指对内存的虚拟，一种实际并不存在的 内存空间，包括一级存储器概念和作业地 址空间概念。虚拟并不是无限的，取决于 机器的CPU地址结构，虚存容量不能大于 外存容量。
请求分页存储管理基本原理
• 请求分页系统对地址空间和内存空间的管理采
用与分页存储管理系统相同的方式，但是它只 将作业的部分页面装入内存，便可开始运行作 业，作业的其他部分被存放在辅助存储器上。
请求分页存储管理必须解决的问题
① 一个作业不全部装入，该作业能否开始运 行，并运行一段时间？
② 当程序要访问的某页不在内存时，如何发 现这种缺页情况？发现后应如何处理？ ③ 缺页时，所需的页面从何处装入？装入到 何处？若此时实存中没有空闲块应怎么办？
虚页号 辅存地址
③ 新调入的页面装入何处？
实存中有空闲实页，直接将其装入。 空闲已满，则必须淘汰（页面置换算法）实存中的某一页。 被淘汰的页，以后可能还要用，是否需要写回辅存， 这取决于该页进入实存后是否被修改，如未被修改，因辅 存上已有副本则不必写回辅存。否则，要重新写回辅存。 因此页表中还可以增加一个“修改位”，以反映该页是否 已被修改过。 为了便于系统管理页面置换，增加“引用位”，表示该 页最近是否被访问过。
b)
c)
②
当程序要访问的某页不在内存时，如何发现 这种缺页情况？发现后应如何处理？
地址变换机构检测到虚页的状态为1，由硬件产生缺页中断，转去中断处理
③ 所需的页面从何处装入？
在请求分页管理系统中，当一个作业完成编译 链接后，所形成的装配模块通常以文件形式存入作 为辅存的磁盘上，当该页需要装入实存时，就从磁 盘上调进来。为此，需建立一个作业的辅助页表， 也称为外页表。
图 缺 页 中 断 的 发 生 及 其 处 理
抖动/ 系统颠簸
软 件
复 制 到 辅 存
取 出 保 存 的 页 号 找 出 磁 盘 地 址 入 页 修 改 PM T M BT表 重 新 执 行 被 中 断 的 指 令
抖动/系统颠簸
出页：将某一页从实存移到辅存
入页：将某一页从辅存调入实存
这种反复进行入页和出页的现象称为“抖动/系统颠簸”
1. 请求调入及缺页中断处理 2. 淘汰算法 3. 抖动与工作集
请求分页存储管理铺垫
1. 作业在运行期间的各个阶段，多数作业只使用全 部地址空间的一部分。例如用户编制的出错处理 子程序，在作业正常运行情况下不会执行这些程 序，没有必要把它们调入内存。即程序中往往会 有一些彼此互斥的部分不是每次运行时都能执行 到。 2. 程序的局部性。顺序执行的指令和线性结构的数 据(如数组)。它们通常被限定在某一连续区域。一 旦某一位置被访问后，那么它附近的位置很快也 会被访问。
扩充后的PMT表
虚页号 主存块号 改变位 引用位 状态位 辅存地址
0/1 主存块号 0/1 1该页已被 0/1 修改过 1最近已被 0在内存 访问过 0该页未被 1不在内存 修改
辅助页表
虚页号 辅存地址 保护信息
执 行 一 条 指 令 形 成 有 效 地 址 计 算 页 号 硬 件 该 页 在 实 存 吗 ？ N 缺 页 中 断 入 口 出 页 有 空 闲 的 实 页 码 ？ Y N 修 改 PM T M BT Y C = 1？ N Y 取 数 据 完 成 该 指 令 取 下 一 条 指 令
2．最近最久未使用页面置换算法（ Least Recently Used/ LRU算法）
•这种算法的基本思想是，如果某一页被访问了，那么它 很可能马上又被访问；反之，如果某一页很长时间没有被 访问，那么最近也不太可能会被访问。这种算法考虑了程 序设计的局部性原理。其实质是，当需要置换一页时，选 择在最近一段时间最久未使用的页面予以淘汰。
例 1 设页面走向为P=4, 3, 2, 1, 4, 3, 5, 4, 3, 2, 1, 5，主存容量 M=3 ，置换算法采用 FIFO ，求访问过程中发生缺页中断的 次数和缺页率？假设开始时，主存未装入任何块 。 表1 FIFO性能分析例(M=3)
缺页中断次数F=9 缺页率f=9/12=75%
例 2 设M=4，其余同例 1。则缺页中断次数和缺页率？ 表2 FIFO性能分析例(M=4)