操作系统15————虚拟存储器之概述
一.目录
二.常规存储管理方式的特征和局部性原理
1.常规存储管理方式的特征
我们把之前博客所介绍的各种存储器管理方式统称为传统存储器管理方式，它们全都具有如下两个共同的特征：
- 一次性：作业在运行前需一次性地全部装入内存。将导致下面的问题。
- 驻留性：作业装入内存后，便一直驻留内存，直至作业运行结束。
常规存储管理方式导致的问题：
- 有的作业很大,所需内存空间大于内存总容量,使作业无法运行。
- 有大量作业要求运行，但内存容量不足以容纳下所有作业，只能让一部分先运行，其它在外存等待。
解决方案：
- 增加内存容量。
- 从逻辑上扩充内存容量—-虚拟存储器(对换)
2.局部性原理
指程序在执行时呈现出局部性规律，即在一较短时间内，程序的执行仅限于某个部分，相应地，它所访问的存储空间也局限于某个区域。
局部性又表现为时间局部性(由于大量的循环操作，某指令或数据被访问后，则不久可能会被再次访问)和空间局部性（如顺序执行，指程序在一段时间内访问的地址，可能集中在一定的范围之内）。
三.虚拟存储器概述
1.虚拟存储器的概念
- 基于局部性原理，程序在运行之前，没有必要全部装入内存，仅须将当前要运行的页（段）装入内存即可。
- 运行时，如访问的页（段）在内存中，则继续执行，如访问的页未在内存中（缺页或缺段），则利用OS的请求调页（段）功能，将该页（段）调入内存。
- 如内存已满，则利用OS的页（段）置换功能，按某种置换算法将内存中的某页（段）调至外存，从而调入需访问的页。
2.虚拟存储器的定义
虚拟存储器是指仅把作业的一部分装入内存便可运行作业的存储管理系统，它具有请求页(段)调入功能和页（段）置换功能，能从逻辑上对内存容量进行扩充，其逻辑容量由外存容量和内存容量之和决定，其运行速度接近于内存，成本接近于外存。
3.虚拟存储器的特征
- 多次性（最基本特征）:多次次是虚拟存储器最重要的特征。指一个作业被分成多次调入内存运行。
- 对换性 :对换性指允许在作业运行过程中进行换进、换出。换进、换出可提高内存利用率
- 虚拟性(最本质特征):虚拟性是指能够从逻辑上扩充内存容量，使用户所看到的内存容量远大于实际内存容量。虚拟性是虚拟存储器所表现出来的重要的特征，也是实现虚拟存储器最重要的目标。
注：虚拟性以多次性和对换性为基础，而多次性和对换性又是离散分配为基础。
4.虚拟存储器的实现
虚拟存储器的实现都建立在离散分配内存的管理方式。所以，目前，所有的虚拟存储器都是采用下面两种方法之一实现的。
实现原理:地址空间的划分同基本分页(段)式；装入页(段)时，可装入作业的一部分(运行所需)页(段)即可运行。
同时也存在基于段页式系统的虚拟存储器
四.请求分页存储管理方式
请求分页系统是在基本分页基础上的，增加了请求调页功能和页面置换功能，相应的每次调入和换出的基本单位都是长度固定的页面。
1.请求分页的硬件支持
为了实现请求分页，系统必须提供一定的硬件支持。计算机系统除了要求一定容量的内存和外存外，还需要有请求页表机制、缺页中断机构以及地址变换机构。
a.请求页表机制
在请求分页系统中需要的主要数据结构是请求页表，即在页表的基础上进行了扩充，如下图：
- 状态位P(存在位)：指示该页是否已调入内存。判断是否缺页。
- 访问字段A：记录本页在一段时间内被访问的次数或最近未被访问的时间。根据访问位来决定淘汰哪页。
- 修改位M：表示该页在调入内存后是否被修改过。若修改过，则换出时需重写至外存。供置换页面时参考。
- 外存地址：指出该页在外存上的地址。
b.缺页中断机制
在请求分页系统中，当访问的页不在内存，便产生一缺页中断，请求OS将所缺页调入内存空闲块，若无空闲块，则需置换某一页，同时修改相应页表表目。
缺页中断与一般中断的区别：
- 在指令执行期间产生和处理中断信号。缺页中断要立即处理。
- 一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。
c.地址变换机构
请求分页系统中的地址变换机构是在分页系统地址变换机构的基础上，再增加了某些功能所形成的，如产生和处理缺页中断，以及从内存中换出一页的功能等等.过程如下图：
d.地址变化例题
问:某虚拟存储器的用户空间共有32个页面，每页1KB，主存16KB。假定某时刻系统为用户的第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0A5C变换为物理地址。
解：虚拟地址为：页号（25=32）5位 页内位移（210=1024）10位
物理地址为：物理块号（24=16）4位 块内位移（110=1024）10位
虚拟地址OA5C对应的二进制为： 00010 1001011100即虚拟地址OA5C的页号为2，页内位移为1001011100，
由题意知对应的物理地址为：0100 1001011100即125C
2.请求分页的内存分配
为进程分配内存时，涉及到三个问题:
- 为保证进程能正常运行，所需要的最小物理块数的确定
- 为每个进程分配物理块时，应采取怎样的内存分配策略，即物理块是固定的还是可变的。
- 为不同进程分配物理块时，是采用平均分配算法，还是根据进程的大小按比例分配。
a.最小物理块数的确定
最小物理块数是指能够保证进程正常运行所需的最小物理块数，进程应获得最小物理快数，与计算机的硬件结构有关，取决于指令的格式，功能和寻址方式。
b.内存分配策略
在请求分页系统中，可采用两种内存分配策略，即固定和可变分配策略。在进行置换使，也可以采取两种策略，即全局置换和局部置换。于是可以组合出一下三种适用的策略：
- 固定分配局部置换
- 可变分配全局置换
- 可变分配局部置换
固定分配:分配给进程的物理块数是固定的，不可变的
可变分配:分配给进程的物理快数不是是固定的，随着进程的运行时变化的
全局置换:是指在发生缺页时，在OS所保留的所有空闲物理块中选择一个，换入
局部置换:是指发送缺页时，只能从分配给该进程的n个物理块中，选择一个换出
c.物理块分配算法
在采用固定分配策略时，如何将系统中可供分配的所有物理块分配给各个进程，可采用下述几种算法：
- 平均分配算法，即将系统中所有可供分配的物理块平均分配给各个进程
- 按比例分配算法，即根据进程的大小按比例分配物理块。
- 考虑优先权的分配算法。在实际应用中，为了照顾到重要的、紧迫的作业能尽快地完成，应为它分配较多的内存空间。通常采取的方法是把内存中可供分配的所有物理块分成两部分：一部分按比例地分配给各进程；另一部分则根据各进程的优先权进行分配，为高优先进程适当地增加其相应份额。在有的系统中，如重要的实时控制系统，则可能是完全按优先权为各进程分配其物理块的。
3.页面调入策略
使进程能够正常运行，必须事先将要执行的那部分程序和数据所在的页面调入内存。此时会出现三个问题：
- 系统应在何时调入所需页面
- 系统应从何处调入这些页面
- 如何进行调入的
a.何时调入页面
为确定系统将进程运行时所缺页表调入内存的时机，可以采用下面两种方法：
- 预调页策略:将预计在不久之后便会被访问的页面预先调入内存，进程的页一般存放在外存的一个连续区域中。一次调入若干个相邻的页会比一次调入一页更高效。但如果调入的一批页面中的大多数都未被访问，则浪费了内存。
- 请求调页策略:当进程在运行中发生缺页时，就立即提出请求，由系统将缺页调入内存。但这种策略每次仅调入一页，须花费较大的系统开销，增加了启动磁盘 I/O 的频率。
b. 从何处调入页面
当发生缺页请求时，系统从何处将缺页调入内存，可分为下面三种情况
- 系统拥有足够的对换区空间:这时可以全部从对换区调入所需页面，以提高调页速度。为此需将于该进程有关的文件从文件区复制到对换区。
- 系统缺少足够的对换区空间:这时凡是不会被修改的文件，都直接从文件区调入；而当换出这些页面时，由于它们未被修改，则不必再将它们重写到磁盘(换出)，以后再调入时，仍从文件区直接调入。但对于那些可能被修改的部分，在将它们换出时便须调到对换区，以后需要时再从对换区调入。
- UNIX方式:凡未运行过的页面都从文件区调入。运行过但又被换出的页面，都放在对换区，因此下次调入时，从对换区调入。同时UNIX系统运行页面共享，所以，某些进程所请求的页面有可能已经在内存中。
c. 页面调入过程
每当程序所要访问的页面未在内存时(存在位为“0”)，便向CPU发出一缺页中断，中断处理程序首先保留CPU环境，分析中断原因后转入缺页中断处理程序。 此时该程序通过查找找到该页面的物理块，然后将其换入到内存中。
d.缺页率
假设一个进程的逻辑空间为n页，系统为其分配的内存物理块数为m(m≤n)。如果在进程的运行过程中，访问页面成功(即所访问页面在内存中)的次数为S，访问页面失败(即所访问页面不在内存中，需要从外存调入)的次数为F，则该进程总的页面访问次数为A = S + F，那么该进程在其运行过程中的缺页率即为
五.请求分段存储管理方式
请求分段存储管理方式和请求分页管理方式，在实现原理和所需要的硬件支持都是十分相似的。只不过，是以分段为单位进行换入和换出的。
1.请求分段的硬件支持
与请求分页系统相似，在请求分段系统中所需的硬件支持有段表机制、缺段中断机构，以及地址变换机构。
a. 请求段表机制
在请求分段系统中需要的主要数据结构是请求段表，即在段表的基础上进行了扩充，如下图：
- 存取方式： 存取属性（执行、只读、允许读/写）。
- 访问字段A：记录该段被访问的频繁程度。
- 修改位M： 表示该段在进入内存后，是否被修改过。
- 存在位P： 表示该段是否在内存中。
- 增补位： 表示在运行过程中，该段是否做过动态增长。
- 外存地址： 表示该段在外存中的起始地址。
b.段缺中断机制
和与缺页中断机构类似，请求分段系统中采用的是请求调段策略。每当发现运行进程所要访问的段尚未调入内存时，便由缺段中断机构产生一缺段中断信号，进入OS后，由缺段中断处理程序将所需的段调入内存。
缺段中断的处理过程
c.地址变换机制
请求分段系统中的地址变换机构是在分段系统地址变换机构的基础上形成的。因为被访问的段并非全在内存，所以在地址变换时，若发现所要访问的段不在内存，必须先将所缺的段调入内存，并修改段表，然后才能再利用段表进行地址变换。为此，在地址变换机构中又增加了某些功能，如缺段中断的请求及处理等。下图示出了请求分段系统的地址变换过程。
2.分段的共享和保护
a.共享段表
为了实现分段共享，可在系统中设置一个共享段表，所有共享段都在共享段表中占有一个表项，共享段表内容如下：
b.共享段的分配与回收
共享段的分配:为共享段分配内存时，对第一个请求使用该共享段的进程，由系统为之分配一个物理区，再把共享段表中增加一表项，修改添加相应的数据。对于后面申请使用该共享段的进程，只需要在该进程段表中增加一项，并添加修改相应的数据。
共享段的回收:当共享此段的某进程不在需要该段时，将该段释放，包括撤销该进程段表中对应的表项。同时修改共享段表的数据，当没有一个进程调用该段时，则操作系统对该段进行回收。
3.分段保护
在分段系统中，由于每个分段在逻辑上是相对独立的，因而比较容易实现信息保护。目前，常采用以下几种措施来确保信息的安全。
- 越界检查
- 存取控制检查
- 环保护机构
六.分配内存小结
七.参考资料
《操作系统第四版》