操作系統原理三：存儲器管理與虛擬存儲器

存儲器管理與虛擬存儲器

存儲器的功能是保存數據，存儲器的發展方向是高速、大容量和小體積

重定位：實現邏輯地址（相對地址）到物理地址（絕對地址）的映射

程序的裝入和鏈接

裝入

編輯----編譯----鏈接----裝入----運行

絕對裝入

• 編譯后，裝入前已產生了絕對地址（內存地址），裝入時不再作地址重定位
• 絕對地址的產生：1. 由編譯器完成，2. 由程序員編程完成
• 對 1. 而言，編程用符號地址。

可重定位裝入

• 靜態重定位：地址轉換在裝入時一次完成，由軟件實現（重定位裝入程序完成）。
  缺點：不允許程序運行時在內存中移動位置。

動態運行時裝入

• 在裝入后不能移動
• 該情況一般在執行時才完成相對地址向絕對地址的轉換，需要硬件地址變換 “重定位寄存器”的支持，才能保證進程的可移動性

鏈接

靜態鏈接

• 對相對地址的修改
• 變換外部調用符號

裝入時動態鏈接

• 便於修改和更新
• 便於實現對目標模塊的共享

運行時動態鏈接

連續分配方式

單一連續分配

• 內存分為兩個區域：系統區，用戶區。應用程序裝入到用戶區，可使用用戶區全部空間
• 最簡單，適用於單用戶、單任務的OS
• 優點：易於管理
• 缺點：對要求內存空間少的程序，造成內存浪費；程序全部裝入，很少使用的程序部分也占用內存

分區式連續分配

固定式

將內存划分成若干個連續區域，稱為分區。每個分區只能存儲一個程序，而且程序也只能在它所駐留的分區中運行。有n個分區，則可同時裝入n個作業/任務。

1. 分區大小：
   相等
   不相等：不相等利用率更高
2. 內存分配：
   數據結構
   • 分區表：將分區按大小排序，並將其地址、分配標識作記錄
     例：dos的MCB
3. 優缺點：
   優點：簡單；缺點：有碎片（內零頭）

可變式

內存不預先划分好，當作業裝入時，根據作業的需求和內存空間的使用情況決定是否分配。若有足夠的空間，則按需分割一部分分區給該進程。

數據結構：

1. 空閑分區表
2. 空閑分區鏈

分配算法：

1. 首次適應算法
   要求：分區按低址---高址鏈接，找到第一個大小滿足的分區
   低址部分不斷划分留下碎片，低址內存使用頻繁
2. 循環首次適應算法
   從首次適應中上次找到的空閑分區的下一個開始查找
   空閑分區分布均勻，提高了查找速度，但缺乏大的空閑分區
3. 最佳適應算法（和最壞適應算法）
   分區按大小遞增排序；分區釋放時需插入到適當位置

內存回收：

1. 上鄰空閑區：合並，改大小
2. 下鄰空閑區：合並，改大小，首址
3. 上、下鄰空閑區：合並，改大小
4. 不鄰接，則建立一新表項

可重定位

連續式分配中，總量大於作業大小的多個小分區不能容納作業

緊湊：

• 通過作業移動將原來分散的小分區拼接成一個大分區
• 作業的移動需重定位，是動態（因作業已經裝入）

對換

• 將阻塞進程，暫時不用的程序，數據換出
• 將具備運行條件的進程換入
• 類型
  • 整體對換：進程對換，解決內存緊張
  • 部分對換：頁面對換/分段對換：提供虛存支持
• 對換空間的管理
  外存
  對換區比文件區側重於對換速度，因此，對換區一般采用連續分配
  采用數據結構和分配回收類似於可變化分區分配
• 換出
  1. 選出被換出進程：
     因素：優先級，駐留時間，進程狀態
  2. 換出過程：
     對於共享段：計數減1， 是0則換出，否則不換
     修改PCB和MCB（或內存分配表）
• 換入
  1. 選擇換入進程：優先級，換出時間等
  2. 申請內存
  3. 換入

基本分頁存儲管理

連續分配引起碎片問題

碎片問題的解決方案：緊湊方式消耗系統開銷

離散分配：分頁、分段、段頁

分頁：將用戶程序地址分為若干個大小固定的區域，也就是頁

頁面和頁表

頁面和物理塊：邏輯空間和內存空間

頁面大小 ：

• 頁太大，頁內碎片大
• 頁太小：頁表可能很長，換入/出效率低

地址結構：

邏輯地址A；頁大小L；頁內偏移d，則頁號P和頁內地址d：

\[P=INT\left [ \frac{A}{L} \right ] \]

\[d=\left [ A \right ]\% L \]

例：系統頁面大小為1kb，A=2170B，P=2，d=122

地址變換機構

基本任務：邏輯地址——物理地址的映射

• 頁號→塊號：通過頁表來完成
• 頁內地址→塊內地址：無需轉換

基本地址變換機構：

• 越界保護
• 每個進程對應一頁表，其信息（如長度、始址）放在PCB中，執行時將其首地址裝入頁表寄存器

需要考慮的問題：

• 頁表放在哪里？整個系統的頁表空間有多大？

• 直接映像的分頁系統對系統效能的不利影響？（影響執行速度，因為CPU至少要訪問兩次主存才能存取到所要數據）

• 基本的地址變換機構

  ①頁表駐留在內存中
  ②系統中設置一個頁表寄存器存放頁表在內存中的始址和頁表的長度
  ③缺點：兩次訪問主存，速度降低近1/2

假設訪問一次內存時間為t

\[EAT=t+t=2t \]

快表：
減少一次內存訪問

假設命中率為a，查找快表需要時間為λ，訪問一次內存時間為t

\[EAT=a\times λ+(1-a)\times (t+λ)+t=2t+λ-t\times a \]

多級頁表

• 頁表可能很大，將其離散存放在不同頁塊中。
• 建一“外部頁表”來管理這些離散頁表塊。
  相當於單級頁表中的頁表寄存器，一般應常駐內存。
  每項記錄頁表始址，且增加存在位。
• 64位機器頁表一般>3級，最外層頁表常駐。

基本分段存儲管理

按程序的邏輯結構，將程序的地址空間划分為若干段，各段大小可不相同。在進行存儲分配時，以段為單位，這些段在內存中可以不相鄰接。

每個段有其邏輯意義和功能，便於

1. 方便編程
2. 分段共享
3. 分段保護
4. 動態鏈接
5. 動態增長

分段地址結構

段表

地址變換

分頁和分段的主要區別

1. 頁是信息的物理單位，段是邏輯單位
2. 頁長度固定，段長度不固定（由用戶指定）
3. 一維與二維

段式管理的優缺點

優點：

1. 程序的各段可獨立編譯（修改一個過程不會影響其它無關過程）
2. 可采用不同的保護措施（段只包含一種類型的對象，可以有針對這種特定類型的合適的保護）
3. 便於共享某些段（常見的例子是共享庫，如圖形庫）

缺點：

1. 段長受限制（段長不定會出現空閑區上內存的浪費）
2. 段是作為一個整體調入調出，操作時間長

段頁式存儲管理

將用戶程序分成諾干段，把每個段分成若干頁

采用段頁式存儲管理，在CPU中應設置段表控制寄存器

地址變換過程

段頁式存儲管理中，訪問快表失敗時，每訪問一條指令或存取一個操作數都要3次訪問主存

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虛擬存儲器

常規存儲器管理方式的特征

• 一次性（指全部裝入）
• 駐留性（指駐留在內存不換出）

局部性原理

• 時間局部性：如循環執行
• 空間局部性：如順序執行

虛擬存儲器

• 具有請求調入功能和置換功能，能從邏輯上對內存容量進行擴充的一種存儲系統
• 實質：以時間換空間，但時間犧牲不大

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虛存的實現方式：

• 需要動態重定位

請求分頁系統

• 以頁為單位轉換
• 需硬件
  1. 請求分頁的頁表機制
  2. 缺頁中斷
  3. 地址變換機構
• 需實現請求分頁機制的軟件（置換軟件等）

請求分段系統

• 以段為單位轉換
  1. 請求分段的段表結構
  2. 缺段中斷
  3. 地址變換機構
• 需實現請求分段機制的軟件（置換軟件等）

虛存特征：

1. 離散性：部分裝入（若連續則不可能提供虛存），無法支持大作業小內存運行
2. 多次性：局部裝入，多次裝入
3. 對換性
4. 虛擬性

請求分頁

需要：請求頁表機制，缺頁中斷機制，地址變換機制

請求頁表機制

狀態位指示是否已調入內存

缺頁中斷機制

每當所訪問的頁面不存在時，便產生一缺頁中斷，請求OS將所缺頁調入內存

• 一般中斷在CPU一條指令執行完后才檢查，而缺頁中斷在指令執行期間立刻處理
• 一條指令執行期間可能產生多次缺頁中斷

地址變換機制

請求分頁的內存分配

最小物理塊數：能保證進程正常運行所需的最小

• 單地址指令，直接尋址：2塊（一塊存放指令頁面，另一塊存放數據頁面
• 允許間接尋址：3塊

內存分配策略：

1. 固定分配局部置換：
   固定分配：為每個進程分配一定物理塊，不再改變
   局部置換：缺頁只能從分配的n個頁中選一換出，再調入
   -難以確定固定分配的頁數(少：置換率高; 多：浪費)
2. 可變分配全局置換：
   可變分配：為每個進程分配一定物理塊，運行期間可增減
   全局置換：缺頁從OS保留的空閑塊取出分配，或以所有進程物理塊為目標選出一塊換出，再分配
3. 可變分配局部置換
   可變分配：為每個進程分配一定物理塊，運行期間可增減
   局部置換：只允許再該進程的頁面中選擇患處換入，如果頻繁發生中斷，OS再為其分配若干附加物理塊知道缺頁率減少

物理塊分配算法：

1. 平均分配

2. 按進程大小比例分配：
   n個進程，頁面數為Si，總頁面數為S，總物理塊m，分配到物理塊bi=

   \[b_{i}=\frac{S_{i}}{S}m \]

3. 優先權：一部分按比例，一部分考慮優先權

頁面調入策略：

調入時機：

• 預調：（根據空間局部性）目前：成功率≤50％
• 請求調入：較費系統開銷，各有優劣

從何處調頁：

• 對換區（連續）：全部從對換區調入所需頁面， 快
• 文件區（離散）：修改過的頁面換出到對換區， 稍慢
• UNIX方式：
  未運行過的頁面，都應從文件區調入
  曾經運行過但又被換出的頁面，從對換區調入
  對共享頁，應判斷其是否在內存區

頁面調入過程：

訪問頁面狀態位為0，向CPU發出缺頁中斷，中斷程序先保留CPU環境，查找頁表找到該頁所在的外存物理塊，若此時能容納新頁面，則啟動磁盤I/O，調入內存，修改頁表；若已滿，則按照置換算法，選一頁換出，如果該頁修改位為0，則不必寫回磁盤，繁殖則寫回磁盤。再調入所缺頁，並寫入快表。最后利用修改后的頁表訪問數據物理地址，再訪問數據

缺頁率：進程邏輯空間為n頁，系統分配物理塊數m，訪問頁面成功的次數為S，失敗的次數為F，A=S+F，缺頁率f=

\[f= \frac{F}{A} \]

頁面置換算法

先進先出(FIFO)：淘汰最先進入內存的頁面

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最佳(Optimal)：淘汰最長(未來)時間內不再被訪問的頁面

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最近最久未使用(LRU)：

須為每個在內存中的頁面配置一個移位寄存器：R=Rn-1Rn-2...R1R0，訪問某物理塊時將相應寄存器的Rn-1位置1，定時信號每個一段時間寄存器右移1位，具有最小數值的寄存器就是LRU
然后再用棧保存當前頁面：

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Clock置換算法：

為每頁設置一位訪問位，將內存中所有頁面通過指針鏈接成一個循環隊列，被訪問時訪問位置1

淘汰時：訪問位是0，則換出；訪問位是1，則置0，給予頁面第二次駐留內存的機會，再按照FIFO檢查下一個頁面

改進Clock：對於修改過的頁面，換出時所付出的開銷更大

訪問位A，修改位M：A=0，M=0：未被訪問，未被修改，最佳淘汰頁

1. 掃描循環隊列，尋找上述最佳淘汰頁，第一次掃描不改變A
2. 1失敗則進入第二輪，尋找A=0，M=1；所有掃描過的頁面A置0
3. 2失敗則進入第三輪，重復1，再失敗則進入2，一定能找到

性能分析

1. 被訪問頁在內存中，且在快表中
   內存訪問有效時間EAT=查找快表時間λ+訪問實際物理地址時間t

   \[EAT=λ+t \]

2. 被訪問頁在內存中，不在快表中
   查找快表+查找頁表+修改快表+訪問實際物理地址

   \[EAT=λ+t+λ+t \]

3. 不在內存
   查找快表+查找頁表+缺頁中斷處理時間ε+修改快表+訪問實際物理地址

   \[EAT=λ+t+ ε+λ+t =ε+2(λ+t) \]

考慮到命中率a，缺頁率f：

\[EAT=λ+a\times t + (1-a)\times [t+f\times(ε+λ+t)+(1-f)\times (λ+t)] \]

僅考慮缺頁率，λ=0，a=0

\[EAT=t+f\times(ε+t)+(1-f)\times t \]

CPU利用率與多道程序度的關系：多道程序度指在內存中並發執行的程序數目。在低度情況下，CPU利用率呈線性變化關系。隨着度的上升，CPU利用率也逐漸上升，最終上升到一個最大值，若在這種情況下，進一步增加度，則系統發生抖動，且CPU利用率將迅速惡化.