《操作系统》课件(五)页式存储管理

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空间局部性:某个页面被访问,很可能它相临的 页也要被访问。例如:数组遍历;代码程序的执 行;等等。
工作集:进程活跃地访问的页面的集合。
工作集模型(续)
工作集存储管理策略力求把活跃程序的工 作集保存在内存中。
W(h)
h0
h
从上图可以看出:仅当一个进程的全部工作 集都在内存时才能运行该作业。
页式存储管理的缺陷
段的概念:一个逻辑意义完整的信息单位。 一个程序由若干个段组成。各段长度不同。
段式存储管理的原理:作业的地址空间由若 干个逻辑分段组成,每个分段有自己的名字, 在内存中占据一个连续的区域。但是段和段 之间可以是不连续的。
思考:采用什么策略为段分配内存?
地址变换
逻辑地址:段号+段内地址 注意:该逻辑地址是二维地址。 因为段在内存中占据一个连续的区域,如果
缺页中断
页面替换
15
4 23 1
5 43
答案:缺页中断的次数为12次,页面替换的次序是:1 5 4 2 3 1 5 4 3。
(2)LRU算法:
访问队列:1 5 4 1 2 3 2 1 5 4 2 4 3 5 1
1 5442 3 3 354 2 2 35 1 内 存 1551 2 2 215 4 4 23 5
块号
5 12
保护位
R WR
5
5
5
5
5
用户1
用户2
用户3
页式虚拟存储技术
虚拟存储器:内存扩充技术,为用户提供一 个比实际内存大得多的内存空间。
实现虚拟的三个三个条件;
程序中的哪些页已经加载内存。 当要访问的页不在内存时,如何将其掉如内存? 若此时内存空间已满,如何选择换出的页?
页式虚拟的基本原理:加载作业时,只加载 那些最活跃的页,其余的页需要时再加载。 “请求调页技术”和“预调页技术”。
地址变换
逻辑地址:段号+页号+页内地址
段号
页号
页内地址
段表: 段号 页表起始地址
页表: 页号 块号
注意:每一个段都有一个页表。 硬件支持:段表基址寄存器和段表长度寄存器。
本章小结—内存管理功能
内存的分配和回收 地址变换 内存共享与保护 虚拟存储器 任何一种管理策略,都需要解决上述问
从上述地址变换过程可以看出:CPU每取一条 指令或数据,都必须经过页表。
因此,页表的每一个表项都是一个动态重定位 机构。
如何实现页表,将影响系统的效率。 方式:
硬件实现:用寄存器组。但代价太高,特别是内存 很大时,是不可能的。
软件实现:将页表放在内存中。每取一条指令,要 两次访问内存。
快表
1、根据页号查页表,得到块号。 2、根据块号和页内地址计算物理地址。 3、例题:
例题:在分页存储管理系统中,用户编程空间共32个
页,每页大小为1024B,内存为16KB。假定某一时刻用 户页表如下,若逻辑地址为035E(H),求其所对应的 物理地址。
页号
物理块号
0
5
1
10
2
3
3
7
分析:(1)根据题意,页内地址为10位,页号为5位。
题。
解决上述问题的方法,就是存储管理的内容。
本章小结—内存管理技术
单道连续存储管理 分区存储管理
固定分区存储管理 可变分区存储管理 页式存储管理 段式存储管理 段页式存储管理
课后练习
1、在一个分页式虚拟存储管理系统中,每个 进程在内存中有3个数据区,2个程序区。现 有一进程,其数据的第1、2,3页已装入内 存。现有一个访问序列:1、3、4、1、2、5、 4、3、2、1、4、3、5、1,已知系统采用 最近最少使用(LRU)淘汰算法。请给出缺 页次数和发生缺页中断后的淘汰页号。
从理论上讲,不同用户共享程序段或 数据很简单,只需在不同用户的页表中填上 相同的块号,经地址变换后,一定能访问相 同的内存空间。
但是,由于页的划分是由系统自动进 行的,很可能用户要共享的页分布在不同的 页中,给共享和保护造成了麻烦。
段式存储管理
用户程序观点:一个程序由若干程序段组成, 每一个段具有相对独立的功能。
段的共享和保护
共享:在不同用户的段表中添入相同的 段表表项。
保护:在段表中添加一个保护位。 思 考:为什么段式存储管理比页式存储
管理更容易实现共享和保护?
段式和页式的问题和优点
页式:解决了碎片问题。但不便于用户作业 的共享和保护。由于用户调入的页可能只用 到其中的一部分,因此系统的效率不高。
加载那些马上要用到的页。其余的页在需要时 再加载。
地址变换
逻辑地址:页号+页内地址
页号
页内地址
如何转变为内存物理地址?
考虑:物理地址=块号*块长度+块内地址
块长度一定,块内地地址与页内地址相同。
Hale Waihona Puke Baidu
问题变为:如何根据页号得到块号?
页表:
页号 0
1 2
块号 7
12 3 21
页表
地址变换过程
114 1 1 121 5 5 44 3
缺页中断
页面替换
54
32 1
5 24
答案:缺页中断的次数为11次,页面替换的次序是:5 4 3 2 1 5 2 4
工作集模型
虚拟存储技术的理论基础。
局部性原理:进程往往会不均匀地高度局部 化地访问内存。
时间局部性:刚刚被访问的页,很可能在不久的 将来还要访问。例如:循环;子程序;栈;用户 记数和总计的变量等。
内存分配
用户需求:需要多少块? 内存空闲块的管理:位示图。
位示图:在内存中划出一片区域,用一位 代表一个块,该位的值表示所代表的块的状 态:
0:空闲;1:已分配。
内存分配
块号与字号、字长的关系:系统的字长 一定,内存块从0开始编号,则有: 块号=字号*字长+位号 字号=[块号/字长] (取整的意思) 位号=块号 MOD 字长
软硬件结合:将页表中使用最频繁的表项 (页表的的一个子集)放在cache中。称为 “快表”。
cache也称为“联想寄存器”,它不是根据 地址而是根据所存信息的全部特征或部分特 征进行存取。在这里为页号。
若要访问的页在cache中,则只需一次访问 内存。若不在,则到内存中去找,同时把新 的页表表项写入cache。
随堂练习
在一个页式虚拟存储管理系统中,用户空间有 32个页,每页为1KB,主存为16KB。试问:
(1)逻辑地址的有效位是多少? (2)物理地址的有效位是多少? (3)假定某时刻为用户的第0、1、2、3页分别 分配的物理块号为5、10、4、7,试将虚拟地址 2500转变为物理地址。
段式:很好地解决了共享和保护问题,系统 效率高;但由于采用可变分区方式为段分配 内存,存在碎片问题。
段页式存储管理
也称为“混合式存储管理”,将页式和 段式的优点结合起来。
原理:程序先分段,段内再分页。每个 段在内存中拥有一个页表。
用户看到的是段,即共享时采用段。 内存管理采用页,因此消除了碎片。
例题:对于利用快表且页表存于内存的分页系统,
假定CPU的一次访问内存时间为1µs,访问快表时间 忽略不计。如果85%的地址映射可直接通过快表完成, 那么进程完成一次内存读写的平均有效时间是多少?
分析:
(1)若直接通过快表完成,则只需一次访问内存。 (2)若不能,则需要两次访问内存。 (3)平均时间=1*85%+2*15%
页面替换算法
最近最少使用算法(LFU):最近一段时 间内使用次数最少的页调出内存。 为每一个在内存的页设置一个计数器, 选择计数器中的值最小的调出。
最优算法(OPT):把将来一段时间内被 使用的可能性最小的页调出内存。 利用预测方法先来预测将来的使用情况。
注意:LRU、LFU之间的区别。
例 题:
第四章 存储管理
页式存储管理 页式虚拟存储技术
段式存储管理
分区存储管理的缺点
“碎片”问题 原因:作业要求连续的存储空间。 解决办法:允许作业占据不连续的空间。
基本原理
“等分”内存。 把内存划分为大小相同的“块”。 把用户作业空间划分为大小相同的“页”。 页和块的大小相同。 在把作业加载到内存时,页和页之间不再连续。 但页内连续。 也不必把所有的页都一次性加载内存,只需要
分析:
(1)采用FIFO方法: 将内存中的页按进入的先后次序排队,后来的加入队尾,
先来的先出去。
(1)FIFO算法
访问队列:1 5 4 1 2 3 2 1 5 4 2 4 3 5 1
1 5442 3 3 154 2 2 35 1 内 存 1554 2 2 315 4 4 23 5
115 4 4 231 5 5 42 3
在调入内存时,若内存已满
进行“页面替换”:从内存中选择一个页调 出内存,为新调入的页让出空间。
如果替换的不合适,则发生“抖动”或“颠 簸”现象:页在内外存之间频繁地调入调出, 系统开销很大。
页面替换算法:
先进先出法(FIFO):将最先调入内存的页调出 内存。
最近最少使用算法(LRU:least recently used)。 将最近一段时间内没有用过的页调出内存。
用户作业请求:块数B 空闲块数B N
无法分配
扫描位示图,查找为0的位 计算块号 建立页表
页式系统的内存保护和共享
保护:在页表上添加一个保护位。在做地址 变换时,检查对页面的访问是否合法。
共享:根据地址转换过程可知:如果在不同 用户的页表中填上相同的页表表项(块号), 就能够访问相同的内存空间。
一、如何知道哪些已在内存
在页表中添加一个标志位(中断位),标 志该页是否已在内存: 0:不在 1:在内存 块号 保护位 标志位
当要访问的页不在内存时
发生“缺页中断”。 缺页中断的处理过程:
保存现场 在内存中找到一个空闲块。 从磁盘上找到要调入的页。 读磁盘到内存。 恢复现场。 重新调度运行。
2、现有一个作业,在段式存储管理的系统中已为
其分配了主存并建立了段表,如下所示:
段号 内存起始地址
长度
0
1760
680
1
1000
160
2
1560
200
3
2800
890
(1)说明段式存储管理的地址重定位过程。
(2)计算该作业访问[0,500],[1,300],[3, 655],[5,120]时的绝对地址。
210=1024,25=32
(2)根据给定的逻辑地址得到页号和页内地址。
035E(H)=(0000001101011110)2 从左边 数10位为页内地址,剩余为页号。页号为0。
(3)根据页号查页表,得到块号为5。
(4)将块号与块内地址组合为物理地址:
01011101011110=175E(H)
页表的实现—快表
有一个分页式虚拟存储管理系统,每个进程在内存有3页 数据区、1页程序区,刚开始时数据区为空。现有一个进程有 以下访问序列:
1,5,4,1,2,3,2,1,5,4,2,4,3,5,1 若系统采用: (1)最近最少使用(LRU)淘汰算法 (2)先进先出(FIFO)淘汰算法 请计算缺页次数和发生缺页中断后的淘汰页号。
知道该段在内存中的起始地址,就可以得到 物理地址:
物理地址=起始地址+段内地址 段表:
段号 起始地址 长度
地址变换的过程
1、硬件支持:段表基址寄存器和段表长度寄存器。 因为段表是保存在内存中的。
2、步骤: (1)检查段号是否:段号段表长度寄存器
若否,则产生“地址越界”中断。 (2)根据段号和段表基址寄存器的值取段表表项, 得到段基址和段长度。 (3)判断段内地址是否越界:段内地址段长度。 (4)物理地址=基址+段内地址
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