Lecture3-存儲管理

1. 存儲管理是操作系統的重要組成部分，負責管理計算機系統的重要資源——內存儲器。
2. 內存空間一般分為兩部分
   1. 系統區：存放操作系統內核程序和數據結構等。
   2. 用戶區：存放應用程序和數據。
3. 存儲管理包括以下功能：
   1. 存儲分配：位進程分配內存空間以便運行，完成內存區的分配和去配工作。
   2. 地址映射：內存被抽象為一維或二維地址空間；邏輯空間到物理空間映射。
   3. 存儲保護：系統隔離分配給進程的內存區，防止地址越界或操作越權。
   4. 存儲共享：系統允許多個進程共享內存區。
   5. 存儲擴充：形成虛擬存儲器。

1. 存儲管理的基礎

1.1. 邏輯地址

1. 邏輯地址：又稱相對地址，即用戶編程所使用的地址空間
2. 邏輯地址從零開始編號，有兩種形式：
   1. 一維邏輯地址(地址)
   2. 二維邏輯地址(段號:段內地址)
      。

1.2. 物理地址：從處理器角度看到的物理內存單元。

1. 物理地址：又稱絕對地址，即程序執行所使用的地址空間
2. 處理器執行指令時按照物理地址進行

1.3. 段式程序設計

1. 把一個程序設計成多個段：代碼段、數據段、堆棧段等等
2. 用戶可以自己應用段覆蓋技術擴充內存空間使用量，這一技術是程序設計技術，不是OS存儲管理的功能：只是用一些段構成一個比較小的程序，然后動態來調整。
3. 結合虛存完成內存部分的擴充

1.4. 主存儲器的復用

1. 多道程序設計需要復用主存
2. 按照分區復用：
   1. 主存劃分為多個固定/可變尺寸的分區
   2. 一個程序/程序段占用一個分區
3. 按照頁架復用：
   1. 主存劃分成多個固定大小的頁架
   2. 一個程序/程序段占用多個頁架

1.5. 存儲管理的基本模式

1. 單連續存儲管理：一維邏輯地址空間的程序占用一個主存固定分區或可變分區
2. 段式存儲管理：段式二維邏輯地址空間的程序占用多個主存可變分區
3. 頁式存儲管理：一維邏輯地址空間的程序占用多個主存頁架區
4. 段頁式存儲管理：段式二維邏輯地址空間的程序占用多個主存頁架區
5. 注意是否可以虛擬化

1.6. 存儲管理模式示意圖

1. 應用級程序員直接面對的是邏輯地址，而最后運行需要使用的是物理地址：從處理器角度看到的物理內存單元。。
2. 一般目前常用的是動態重定位，將邏輯地址轉換為對應的物理地址。
3. 分頁：形成頁框加載程序，頁框和頁框之間可以是不連續的。
4. 分段：每一個段有相應分區，使用段表完成邏輯段向物理段的映射
5. 段頁式：在分段基礎上，還實現了頁框部分。

2. 存儲管理的功能

2.1. 地址轉換

1. 地址轉換：又稱重定位，即把邏輯地址轉換成絕對地址
   1. 靜態重定位：在程序裝入內存時進行地址轉換：由裝入程序執行，早期小型OS使用，基于地址固定值進行偏移。
   2. 動態重地位(主流)：在CPU執行程序時進行地址轉換：從效率出發，依賴硬件地址轉換機構，運行時正確的將其邏輯地址轉換為物理地址。
2. 解釋執行指令的時候才進行地址的轉換，必須要借助硬件電路完成，而不能用軟件完成(效率考量)

2.2. 存儲保護

1. 為避免主存中的多個進程相互干擾，必須對主存中的程序和數據進行保護
   1. 私有主存區中的信息：可讀可寫
   2. 公共區中的共享信息：根據授權
   3. 非本進程信息：不可讀寫
2. 這一功能需要軟硬件協同完成：CPU檢查是否允許訪問，不允許則產生地址保護異常，由OS進行相應處理
   1. 地址越界保護依賴于硬件設施、常用的有界地址和存儲鍵。
   2. 進程在訪問分配給自己的內存區時，要對訪問權限進行檢查

2.3. 主存儲器空間的分配與去配

1. 分配：進程裝入主存時，存儲管理軟件進行具體的主存分配操作，并設置一個表格記錄主存空間的分配情況
2. 去配：當某個進程撤離或主動歸還主存資源時，存儲管理軟件要收回它所占用的全部或者部分存儲空間，調整主存分配表信息

2.4. 主存儲器空間的共享

1. 多個進程共享主存儲器資源：多道程序設計技術使若干個程序同時進入主存儲器，各自占用一定數量的存儲空間，共同使用一個主存儲器
2. 多個進程共享主存儲器的某些區域：若干個協作進程有共同的主存程序塊或者主存數據塊

2.5. 主存儲器空間的擴充

1. 存儲擴充：把磁盤作為主存擴充，只把部分進程或進程的部分內容裝入內存：擴大多道程序設計的道數
   1. 對換技術：把部分不運行的進程調出
   2. 虛擬技術：只調入進程的部分內容，對單個進程不使用對換技術完成，特點是自動化、透明
2. 這一工作需要軟硬件協作完成
   1. 對換進程決定對換，硬件結構完成調入
   2. CPU處理到不在主存的地址，發出虛擬地址異常，OS將其調入，重執指令
3. 進程的內存為4MB4MB4MB，一個頁框4KB4KB4KB，有102410241024個頁框，頁框表一共161616個頁框，頁的壓縮比是102416=64\frac{1024}{16} = 64161024?=64。

3. 連續存儲管理

3.1. 單連續分區存儲管理

1. 每個進程占用一個物理上完全連續的存儲空間(區域)
2. 單連續分區存儲管理細分:
   1. 單用戶連續存儲管理
   2. 固定分區存儲管理
   3. 可變分區存儲管理
3. 分區方式不能實現虛擬存儲。

3.1.1. 單用戶連續分區存儲管理

1. 適用于單用戶單任務操作系統，如DOS
2. 主存區域(內存空間)劃分為系統區與用戶區
   1. 系統區用于存放操作系統內核程序和數據結構等
   2. 用戶區用于存放應用程序和數據
3. 設置一個柵欄寄存器界分兩個區域，硬件用它在執行時進行存儲保護
4. 一般采用靜態重定位進行地址轉換
5. 硬件實現代價低
6. 單用戶連續分區存儲管理示意
   1. 靜態重定位：在裝入一個作業時，把該作業中程序的指令地址和數據地址全部轉換成絕對地址
   2. 界限地址:放置軟件訪問到操作系統的部分

3.1.2. 固定分區存儲管理

1. 固定分區存儲管理又稱靜態分區模式

3.1.2.1. 固定分區方式的基本思想

1. 內存空間被劃分為數目固定不變的分區，各分區大小不等，每個分區只裝入一個作業，若多個分區中都裝有作業，則它們都可以并發執行。
2. 可用靜態/動態重定位、硬件實現代價低、被早期OS采用
   

3.1.2.2. 固定分區方式的主存分配

1. 主存分配表：包含內容：起始地址、長度、占用標志
2. 內存分配方法很簡單，其任務有何時吧內存空間劃分成分區：由系統管理員和操作系統初始化模塊協同完成。

3. 作業進入分區的排隊策略：
   1. 每個分區有自己的作業等待隊列，作業等待能裝下自身的最小分區。
   2. 所有等待處理作業排成等待隊列，每當有空閑，找到隊列中能進入的最大的一個。

3.1.2.3. 固定分區方式的地址轉換

3.1.2.4. 固定分區存儲管理的缺點

1. 由于預先規定了分區的大小，使得大作業無法裝入，而不得不采用覆蓋技術，帶來負擔。
2. 內存空間利用率不高，作業很少填滿分區：固定分區存儲管理不夠靈活，既不適應大尺寸程序，又存在內存內零頭，有浪費，內存內零頭是因為在分區內部有零頭。
3. 如果作業在運行中要求動態擴展內存空間是困難的。
4. 分區數目是操作系統初啟動時確定的，會限制多道運行程序的道數。

3.2. 可變分區存儲管理

1. 可變分區存儲管理又稱動態分區模式，按照作業大小劃分分區，但劃分的時間、大小和位置都是動態的。
2. 創建一個進程時，根據進程所需主存量查看主存中是否有足夠的連續空閑空間
   1. 若有，則按需要量分割一個分區
   2. 若無，則令該進程等待主存資源
3. 由于分區大小按照進程實際需要量來確定，因此分區個數是隨機變化的

3.2.1. 可變分區方式的內存分配示例

3.2.2. 可變分區方式的主存分配表

1. 管理的數據結構：已分配區表與未分配區表，采用鏈表實現

2. 找一個最大的空閑的位置進行分配

3.2.3. 可變分區方式的內存回收

1. 可變分區方式的內存回收會導致內存空間的轉換
2. 作業X撤離后有且僅有如上4種情況。

3.2.4. 可變分區方式的內存分配

1. 最先適應分配算法：
   1. 最先適應就是從上向下查找，找到第一塊區域放進去，將剩下的區域分割后仍作為空閑區。
   2. 有利于大作業裝入，但也使得內存低地址和搞地質兩端的分區利用不均衡，回收分區麻煩。
2. 鄰近適應分配算法：
   1. 從上次查找結束的地方開始執行最先適應分配算法
   2. 縮短平均查找時間，且存儲空間利用率更均衡，不會使得小空閑區集中在內存一側
3. 最優適應分配算法：
   1. 每次都是分配最接近需要使用大小的部分，會生成很多很小的內存內零頭。
   2. 通常會將空閑區按照長度遞增順序排列，等同于最先適應分配算法，查找時間最長
4. 最壞適應分配算法：
   1. 每次都是挑選最大的一塊區域進行分配
   2. 有利于中小型作業。
   3. 可把空閑區按長度遞減順序排列，等同于最先適應分配算法。
5. 快速適應分配算法：課本補充
   1. 為經常用到的長度的空閑區設立單獨的空閑區鏈表，查找非常快速
   2. 歸還內存空間時和鄰近空閑區的合并復雜且耗時。
6. 最常用的是最先適應分配算法，其次是鄰近適應分配算法和最優適應分配算法

3.3. 地址轉換與存儲保護

1. 硬件實現機制與動態重定位
2. 進程的程序和數據的地址由硬件完成
   1. 基址寄存器：分配進程的起始地址
   2. 限長寄存器：進程占用的連續存儲空間的長度

3.4. 分區方式的內存零頭

1. 固定分區方式會產生內存內零頭
2. 可變分區方式也會隨著進程的內存分配產生一些小的不可用的內存分區，稱為內存外零頭，內存外零頭是指分區內部是沒有零頭的，而是在外面的零頭。
3. 最優適配算法最容易產生外零頭
4. 任何適配算法都不能避免產生外零頭

3.5. 內存不足的存儲技術

3.5.1. 移動技術(程序浮動技術)

1. 碎片：內存中的小空閑區，移動分區來解決內存外零頭問題。
2. 當未分配區表中找不到足夠大的空閑區來裝入新進程時，我們使用移動技術來完成內存緊湊，實現方法：
   1. 全部移動到一側
   2. 移動直到有足夠大的空閑區
3. 需要動態重定位支撐:靜態重定位無法解決內存外零頭
4. 問題：移動技術有極大的系統開銷，而且并不是任何時間下都可以進行的，比如通道或DMA等按照絕對物理地址交換信息時。

5. 移動技術的工作流程
   

6. 注意如果剩余空間地方不足，那么是不會移動分區的

3.5.2. 對換技術

1. 對換技術廣泛應用于分時系統的調度，用來解決內存容量不足的問題，也可以應用于批處理系統，以平衡系統負載。
2. 如果當前一個或多個駐留進程都處于阻塞態，此時選擇其中一個進程，將其暫時移出內存，騰出空間給其他進程使用；同時把磁盤中的某個進程換入內存，讓其投入運行，這種互換稱為對換。
3. 被對換出去的進程的狀態會調整為就緒態，并且通知存儲管理程序，一旦內存可用，立即將該進程對換回內存。
4. 對換技術關鍵點
   1. 被對換進程：通常系統選擇時間片耗盡或優先級較低的進程對換出去。
   2. 對換的進程信息：將數據區和堆棧通過文件系統轉換為特殊文件保存。
   3. 被對換的時機：
      1. 批處理系統中：進程需要擴充內存空間但不能被滿足時
      2. 分時系統：
         1. 時間片結束時
         2. 執行I/O操作時
5. 對換需要訪問磁盤，是I/O集中型操作，但是操作系統可以讓計算型任務與對換并行，不會造成系統效率顯著下降。
6. 詳見P205

3.5.3. 覆蓋技術

1. 移動和對換技術解決因多個程序存在而導致內存區不足問題。
2. 但是如果程序長度超過物理內存的總和，或者超出固定分區大小，則會出現內存永久性短缺，大程序無法運行，解決方案是覆蓋技術。
3. 覆蓋是指程序執行過程中程序的不同模塊在內存中相互替代，以達到小內存執行大程序的目的。
4. 基本的實現技術是把用戶空間分成固定區和一個或多個覆蓋區，把控制或不可覆蓋的部分放到固定區，其余按照調用結構以及先后關系分段并存放在磁盤上，運行時一次調入覆蓋區。
5. 不足是將存儲管理工作轉給程序員，他們必須根據可用物理內存空間來設計和編寫程序。

4. 虛擬存儲器的概念

1. 之前所介紹的存儲管理，我們稱為實存管理，必須為進程分配足夠內存空間，裝入其全部信息，否則無法運行。

4.1. 虛擬存儲器思想的提出

1. 主存容量限制帶來諸多不便
   1. 用戶編寫程序必須考慮主存容量限制
   2. 多道程序設計的道數受到限制
2. 用戶編程行為分析
   1. 全面考慮各種情況，執行時有互斥性
   2. 順序性和循環性等空間局部性行為
   3. 某一階段執行的時間局部性行為
3. 因此可以考慮部分調入進程內容

4.1.1. 分區存儲的限制

1. 每個進程(每個連續邏輯地址空間)必須獲得物理地址上的完全連續，突破：分區，分段
2. 必須一次性滿足滿足每個進程運行時的全部內存需求，突破：虛擬存儲，部分裝入對換
3. 注：一旦發生缺頁，則會從運行態調整到阻塞態，可能會導致部分進程的速度被拖慢，但是整體效率會提高

4.1.2. 程序運行的局部性原理

1. 在一個周期內，這個進程在運行時會集中訪問一些存儲區：某存儲單元被訪問，改單元機器相鄰存儲單元很可能會被訪問(空間局部性)，或者最近訪問過的存儲單元很快又能被訪問(時間局部性)。
2. 根據程序運行的局部性原理，會保證程序的訪問效率比較高，缺頁率相對低，以時間換取空間

4.2. 虛擬存儲器的基本思想

1. 部分裝入：存儲管理把進程全部信息放在輔存中，執行時先將其中一部分裝入主存，以后根據執行行為隨用隨調入
2. 按需調出：如主存中沒有足夠的空閑空間，存儲管理需要根據執行行為把主存中暫時不用的信息調出到輔存上去

4.3. 虛擬存儲器的實現思路

1. 需要建立與自動管理兩個地址空間
   1. (輔存)虛擬地址空間：容納進程裝入
   2. (主存)實際地址空間：承載進程執行
2. 對于用戶，計算機系統具有一個容量大得多的主存空間，即虛擬存儲器

4.4. 虛擬存儲器

1. 在具有層次結構存儲器的計算機系統中，自動實現部分裝入和部分替換功能，能從邏輯上為用戶提供一個比物理內存容量大得多的、可尋址的內存儲器。
2. 虛擬存儲器是一種地址空間擴展技術，通常意義上對用戶編程是透明的，除非用戶需要進行高性能的程序設計
   1. 邏輯地址：進程角度看到的邏輯內存單元。
   2. 物理地址：從處理器角度看到的物理內存單元。
3. 對換技術以進程為單位，虛存管理以頁或段為單位。

5. 存儲管理的硬件支撐

5.1. 存儲器的組織層次

1. 越處于頂端，訪問速度越快，容量越小，單位字節價格會越高。我們根據實際情況，選擇使用什么樣子的存儲器。
   1. 寄存器、緩存和內存屬于操作系統存儲管理的范疇，掉電后信息丟失。
   2. 磁盤和磁帶屬于穩健管理和設備管理的管轄對象，信息永久保存。
2. 可執行程序必須被保存在內存中，與設備交換的信息也依托于內存地址空間。
3. 由于程序處理數據時存在順序性和局部性，故執行時僅需調入當前運行使用的一部分，其他部分待需要時再逐步調入。

5.2. 存儲管理涉及的存儲對象

1. 存儲管理是OS管理主存儲器的軟件部分
2. 為獲得更好的處理性能，部分主存程序與數據(特別是關鍵性能數據)被調入Cache，存儲管理需要對其進行管理，甚至包括對聯想存儲器的管理
3. 為獲得更大的虛擬地址空間，存儲管理需要對存放在硬盤、固態硬盤、甚至網絡硬盤上的虛擬存儲器文件進行管理，首選固態硬盤

5.3. 高速緩存存儲器(Cache)

1. Cache是介于CPU和主存儲器間的高速小容量存儲器，由靜態存儲芯片SRAM組成，容量較小但比主存DRAM技術更加昂貴而快速，接近于CPU的速度
2. CPU往往需要重復讀取同樣的數據塊，Cache的引入與緩存容量的增大，可以大幅提升CPU內部讀取數據的命中率，從而提高系統性能

5.3.1. 高速緩存存儲器的構成

1. 高速緩沖存儲器通常由高速存儲器、聯想存儲器、地址轉換部件、替換邏輯等組成
   1. 聯想存儲器：根據內容進行尋址的存儲器
   2. 地址轉換部件：通過聯想存儲器建立目錄表以實現快速地址轉換。命中時直接訪問Cache；未命中時從內存讀取放入Cache
   3. 替換邏輯部件：在緩存已滿時按一定策略進行數據塊替換，并修改地址轉換部件
2. MMU：硬件，存儲管理單元

5.3.2. 高速緩存存儲器的組織

1. 由于CPU芯片面積和成本，Cache很小
2. 根據成本控制，劃分為L1、L2、L3三級

5.3.3. 高速緩存存儲器的分級

1. L1 Cache：分為數據緩存和指令緩存；內置；其成本最高，對CPU的性能影響最大；通常在32KB-256KB之間
2. L2 Cache：分內置和外置兩種，后者性能低一些；通常在512KB-8MB之間
3. L3 Cache：多為外置，在游戲和服務器領域有效；但對很多應用來說，總線改善比設置L3更加有利于提升系統性能

5.3.4. 早期奔騰處理器架構

1. Intel在最初的奔騰處理器中只包含L1 Cache(含Code Cache和Data Cache)

5.3.5. 奔騰4處理器架構

1. 奔騰4的處理器中包含L1 Cache和L2 Cache

5.3.6. i5處理器架構

5.3.7. i7處理器架構

1. i7處理器中包含L1至L3三級Cache，如果是包含了三級Cache，那么意味著CPU與Cache之間的鏈接在CPU內部，Core i7處理器方案是將L3 Cache設計為包含在處理中的多個核心Cache

5.4. 地址轉換/存儲保護的硬件支撐

1. 限長寄存器來檢查越界中斷
2. 相加體現了動態重定位
3. 比較體現了存儲保護

5.5. 存儲管理與硬件支撐

1. 鑒于程序執行與數據訪問的局部性原理，存儲管理軟件使用Cache可以大幅度提升程序執行效率
2. 動態重定位、存儲保護等，若無硬件支撐在效率上是無意義的，即無實現價值
3. 無虛擬地址中斷，虛擬存儲器無法實現
4. 無頁面替換等硬件支撐機制，虛擬存儲器在效率上是無意義的

5.6. 虛擬存儲與硬件支撐

1. 操作系統的存儲管理依靠底層硬件支撐來完成任務，該硬件是存儲管理部件(Memory Managment Unit, MMU)，提供地址轉換和存儲保護并支持虛存管理和多任務管理。
2. MMU由一組集成電路芯片組成，邏輯地址作為輸入，物理地址作為輸出，直接送達總線，對內存單元進行尋址。

3. 主要功能：P217
   1. 管理硬件頁表基址寄存器
   2. 分解邏輯地址
   3. 管理快表
   4. 訪問頁表
   5. 發出異常
   6. 管理特征位

6. 頁式存儲管理

6.1. 頁式存儲管理的基本原理

1. 頁面：金層邏輯地址空間分成大小相等的區，每個區稱為頁面或頁，頁號從0開始編號。比如出版一本書，出版受到頁大小影響，最后由若干頁組成，一般大小為4KB
2. 頁框：又稱頁幀，把內存物理地址空間分成大小相等的區，其大小與頁面大小相等，每個區都是一個頁框(物理塊)，塊號從0開始。
3. 邏輯地址：分頁存儲器的邏輯地址由頁號 + 頁面偏移組成(地址總線32位)
   1. 頁號：32-12 = 20位，則包含頁2202^{20}220位
   2. 頁面偏移：頁面大小為4KB，則需要12位
4. 內存頁框表：該表長度取決于內存劃分的物理塊數，表項中給出物理塊使用情況，0為空閑，1為占用，有的系統還會添加保護位、臟位等等。
5. 頁表：將頁裝入到內存中，頁未必連續，我們需要為每一個頁面設立一個重定向寄存器，這個寄存器的集合就是頁表。
   1. 數學角度：頁面號→頁框號頁面號 \rightarrow 頁框號頁面號→頁框號
   2. 系統設置頁表基址寄存器，存放當前運行進程的頁表起始地址。
   3. 物理地址=頁框號?塊長+頁內偏移物理地址 = 頁框號 * 塊長 + 頁內偏移物理地址=頁框號?塊長+頁內偏移，實際轉換時，我們將頁內偏移作為低地址，根據頁號從頁表中查找到頁框號并作為高地址即可。
   4. 頁表不存儲頁號，只存儲頁框號和相應標志位
6. 頁式存儲產生的碎片是內部碎片
   1. 可以類比固定分區
   2. 比如19KB的程序，加載到頁大小為4KB中，會產生1KB的內存內零頭。

1. 頁號p
2. 頁內偏移d
3. 頁框號b

6.2. 頁式存儲管理中的地址

1. 頁式存儲管理的邏輯地址由兩部分組成，頁號和單元號(頁內偏移)，邏輯地址形式：

2. 頁式存儲管理的物理地址也有兩部分組成：頁架號(頁框號)和單元號(頁內偏移)，物理地址形式：

3. 地址轉換可以通過查頁表完成
4. 用戶不必關心頁的具體存儲，系統幫助用戶完成從頁號/頁架號映射到物理地址來完成。

6.3. 頁式存儲管理的地址轉換例子

1. 邏輯地址頁號，作為偏移量到頁表中進行偏移，得到頁架號(頁框號)。
2. 對頁架號(頁框號)進行二進制移位操作(補充12個0)，映射到物理空間中本頁的首地址，然后根據offset(單元號)在頁內進行偏移，從而獲取到絕對地址(物理地址：從處理器角度看到的物理內存單元)中的值。

6.4. 頁式存儲管理的內存分配/去配

1. 頁式存儲管理，系統要建立一張內存物理塊表，用來記錄頁框狀態，管理物理內存的而分配，所包含的信息包含內存總塊數、哪些為空閑塊、哪些已經分配以及分配給哪個進程等。
2. 最簡單方法是用一張位示圖來記錄主存分配情況，使用一位來標記一個頁框的使用或空閑的狀態(壓縮的思想)
   1. 如果夠，則去查找一個標記為0的裝入
   2. 如果不夠，采用一定的策略
3. 建立進程頁表維護主存邏輯完整性

1. 分頁存儲管理頁框分配算法：
   1. 進行內存分配時，先檢查空閑塊數是否滿足用戶進行要求
      1. 若不能則使進程等待。
      2. 若能則查位示圖，將位0置為占用標志，從空閑塊數中減去本次占用快熟，找到對應的頁框號，寫入頁表。
   2. 歸還時逆操作。

6.5. 頁的共享

1. 頁式存儲管理能夠實現多個進程共享程序和數據
2. 數據共享：不同進程可以使用不同頁號共享數據頁，但是必須解決共享信息保護問題，常用的是在頁表中添加標記位。
3. 程序共享：不同進程必須使用相同頁號共享代碼頁，共享代碼頁中的(JMP <頁內地址>)指令，使用不同頁號是做不到，進程一和二都要跳轉到頁內的位置，程序共享要求頁號相同。

6.6. 頁式存儲管理的地址轉換

快表TLB，Translation Look_aside Buffer

6.6.1. 頁式存儲管理的地址轉換代價

1. 頁表放在主存: 每次地址轉換必須訪問兩次主存
   1. 按頁號讀出頁表中的相應頁架號
   2. 按計算出來的絕對地址進行讀寫
2. 存在問題：降低了存取速度
3. 解決辦法：利用Cache存放部分頁表，即快表

6.6.2. 頁式存儲管理的快表

1. 為提高地址轉換速度，設置一個專用的高速存儲器，用來存放頁表的一部分
2. 快表：存放在高速存儲器中的頁表部分，快表表項：頁號+頁架號
3. 這種高速存儲器是聯想存儲器(TLB)，即按照內容尋址，而非按照地址訪問，根據頁號進行尋址。

6.6.3. 基于快表的地址轉換流程

1. 按邏輯地址中的頁號查快表
   1. 若該頁已在快表中，則由頁架號和單元號形成絕對地址
   2. 若該頁不在快表中，則再查主存頁表形成絕對地址，同時將該頁登記到快表中
2. 當快表填滿后，又要登記新頁時，則需在快表中按一定策略淘汰一個舊登記項
3. 快表可以理解為一個簡單的賬本

6.6.4. 引入快表后的地址轉換代價

1. 采用快表后，可以加快地址轉換速度
2. 假定主存訪問時間為200毫微秒，快表訪問時間為40毫微秒，查快表的命中率是90%，平均地址轉換代價為(200+40)?90%+(200+200+40)?10%=260(200+40)*90\%+(200+200+40)*10\%=260(200+40)?90%+(200+200+40)?10%=260毫微秒
3. 比兩次訪問主存的時間(400毫微秒)下降了36%

6.6.5. 多道程序環境下的進程表

1. 進程表中登記了每個進程的頁表
2. 進程占有處理器運行時，其頁表起始地址和長度送入頁表控制寄存器

頁表長度就是頁表項的數量

6.6.6. 多道程序環境下的地址轉換

1. 頁表控制寄存器存儲了當前的頁表的地址和長度
2. 頁表控制寄存器和進程表是有關聯的，所有進程在進程表中都有一項，當這個進程占據CPU時，這個進程就占據頁表控制寄存器。
3. 不使用快表:首先從邏輯地址中，提取出頁號，比較頁號是否出現越界中斷，如果沒有越界，則根據頁表向下偏移到對應的塊號，提取出頁表信息和頁框號，頁框號結合單元號，得到物理地址
4. 快表:不是從頁表中查找，而是優先從快表中查詢塊號。

6.7. 多級頁表

6.7.1. 多級頁表的概念

1. 現代計算機普遍支持232?2642^{32}-2^{64}232?264容量的邏輯地址空間，采用分頁存儲管理時，頁表相當大，以Windows為例，其運行的Intel x86平臺具有32位地址，規定頁面4KB(2122^{12}212)時，那么，4GB(2322^{32}232)的邏輯地址空間由1MB(2202^{20}220)個頁組成，若每個頁表項占用4個字節，則需要占用4MB(2222^{22}222)連續主存空間存放頁表。系統中有許多進程，因此頁表存儲開銷很大。
2. 做法：把整個頁表分割成許多小頁表，每個稱為頁表頁，它的大小與頁框長度相同，于是每個頁表頁含有若干頁表表項。
   1. 頁表項從0開始編號，允許放到不連續的頁框中，為了找到頁表頁，建立地質索引，稱為頁目錄表。
   2. 系統為每一個進程建立一張頁目錄表，他的每一個表項指出一個頁表頁，而頁表頁的每個表項給出頁面和頁框的對應關系。
3. 邏輯地址結構有三部分組成：頁目錄、頁表頁和位移

4. 解決頁表頁如何占用內存空間的問題，解決方法：進程運行設計到的頁面的頁表頁放置在內存中，其他頁表頁使用時動態調入，因此需要添加標志位指示是否調入內存。

6.7.2. 多級頁表地址轉換過程

6.7.3. 多級頁表結構的本質

1. 多級不連續導致多級索引。
2. 以二級頁表為例，用戶程序的頁面不連續存放，要有頁面地址索引，該索引是進程頁表；進程頁表又是不連續存放的多個頁表頁，故頁表頁也要頁表頁地址索引，該索引就是頁目錄。
3. 頁目錄項是頁表頁的索引，而頁表頁項是進程程序的頁面索引。

6.8. 反置頁表(IPT)

1. 頁表設計的一個重要缺陷是頁表的大小與虛擬地址空間的大小成正比
2. 對于一個128MB的計算機，如果頁面尺寸為4KB，頁表項大小為4B，那么其反置頁表只占有128KB的內存。
3. 通過這個結構，哈希表和反向表中只有一項對應于一個實存頁(面向實存)，而不是虛擬頁(面向虛存)。因此，不論由多少進程、支持多少虛擬頁，頁表都只需要實存中的一個固定部分。
4. 正向頁表(名單)、反置頁表(現場坐的是誰)
   1. 正向頁表:以頁號為索引(隱含)，完整連續排列，頁表項中不含頁號，每個進程單獨一個頁表
   2. 反置頁表:以頁框號為索引(隱含)，完整連續排列，每個頁框填入的是哪個進程的哪個頁號，索引進程共用一個反置頁表。其頁表項不包含頁框號

6.8.1. 反置頁表的提出

1. 頁表及相關硬件機制在地址轉換、存儲保護、虛擬地址訪問中發揮了關鍵作用，為頁式存儲管理設置專門硬件機構
2. 內存管理單元MMU：CPU管理虛擬/物理存儲器的控制線路，把虛擬地址映射為物理地址，并提供存儲保護，必要時確定淘汰頁面
3. 反置頁表IPT：MMU使用的數據結構

6.8.2. 反置頁表的基本設計思想

1. 針對內存中的每個頁架建立一個頁表，按照塊號(頁架號)排序
2. 表項包含：正在訪問該頁框的進程標識、頁號及特征位，和哈希鏈指針等
3. 用來完成內存頁架到訪問進程頁號的對應，即物理地址到邏輯地址的轉換

6.8.3. 反置頁表的頁表項

1. 頁號：虛擬地址頁號
2. 進程標志符：使用該頁的進程號(頁號和進程標志符結合起來標志一個特定進程的虛擬地址空間的一頁)
3. 標志位：有效、引用、修改、保護和鎖定等標志信息
4. 鏈指針：哈希鏈，如果某個項沒有鏈項，則該域為空(允許用一個單獨的位來表示)。

6.8.4. 反置頁表的邏輯地址

1. 進程標識符：使用該頁的進程。
2. 頁號：虛擬地址頁號部分，頁號和進程標志符結合起來標志一個特定的進程的虛擬地址空間的一頁。
3. 頁內位移

6.8.5. 反置頁表的地址轉換

上圖4-10中，以頁框號為索引，記錄當前頁框中存儲的是哪個進程的哪個頁

1. 反置頁表地址轉換過程如下:
   1. 需要訪問內存地址時，地址轉換機制用進程標識符與頁號作為輸入，由哈希函數先映射到哈希表，哈希表項存放的是指向IPT表項的指針
      1. 此指針可能就是指向匹配的IPT表項
      2. 如果不是則遍歷哈希鏈直至找到進程標識符與頁號均匹配的IPT表項：因為多個頁號通過哈希值可能得到了相同的哈希值，所以我們選擇使用哈希鏈。
   2. 而此表項的**序號(索引)**就是頁框號，通過拼接頁內位移便可生成物理地址。
   3. 若在反置頁表中未能找到匹配的IPT頁表項，說明此頁不在內存，觸發缺頁異常，請求操作系統通過頁表調入：發生缺頁中斷時需要多訪問一次磁盤，速度會比較慢。
2. 頁框號是根據公式換算出來的:xi=x0+4?ix_i = x_0 + 4 * ixi?=x0?+4?i

6.8.6. 反置頁表

線性反置頁表	反置頁表
哈希線性反置頁表	主存分配的位示圖和鏈表方法

6.8.7. 反置頁表下的地址轉換示意

1. 未顯示選擇淘汰頁面，同樣由MMU完成
2. 使用哈希提高性能->不必遍歷

7. 段式存儲管理

1. 段式存儲管理基于可變分區存儲管理原理。

7.1. 程序分段結構

1. 高級語言采用模塊化程序設計方法。應用程序由若干程序段(模塊)組成，如由主程序段(M)、子程序段(X)、數據段(D)和工作區段(W)組成，每一段都從0開始編制，各有各自名字和長度且實現不同功能。

2. 編譯后段間地址是不連續的，段內地址是連續的。

7.2. 段式存儲邏輯地址

1. 分段存儲器的邏輯地址由兩部分組成:段號+段內偏移
2. 頁式存儲管理中頁的劃分對程序員不可見。
3. 段式存儲管理中段的劃分對程序員可見。

7.3. 段式存儲的段表

1. 存儲分配時，應該為進入內存的作業建立段表，各段在內存中的情況有段表來記錄，包含了段號、段起始長度和長度。
2. 撤銷進程時，回收所占用的內存空間，并清除此進程的段表。
3. 段表表項實際上起到了基址/限長寄存器的作用，設置段表控制寄存器

7.4. 段式存儲管理的基本思想

1. 段式存儲管理基于可變分區存儲管理實現，一個進程要占用多個分區
2. 硬件需要增加一組用戶可見的段地址寄存器(代碼段、數據段、堆棧段，附加段)，供地址轉換使用
3. 存儲管理需要增加設置一個段表，每個段占用一個段表項，包括：段始址、段限長，以及存儲保護、可移動、可擴充等標志位

7.5. 段式存儲管理的地址轉換流程

使用終端來完成

7.6. 段的共享

1. 如果多個進程段表中的某段指向內存相同的地址，內存中以該處為起始地址的某段就可以被共享。
2. 對共享段的信息必須進行保護，如規定只能讀出不能寫入，不滿足保護條件則產生保護中斷
3. 為了方便共享，系統中常常建立一張共享段表記錄所有共享段，包含段名、共享計數、段長、段首址、保護位等。

8. 分頁和分段的尋址計算

8.1. 分段和分頁的比較

1. 分段是信息的邏輯單位，由源程序的邏輯結構所決定，用戶可見
   1. 段長可根據用戶需要來規定，段起始地址可從任何主存地址開始。
   2. 分段方式中，源程序(段號，段內位移)經連結裝配后地址仍保持二維結構。
2. 分頁是信息的物理單位，與源程序的邏輯結構無關，用戶不可見，
   1. 頁長由系統確定，頁面只能以頁大小的整倍數地址開始
   2. 分頁方式中，源程序(頁號，頁內位移)經連結裝配后地址變成了一維結構

8.2. 分頁:邏輯地址到物理地址

9. 段頁式存儲管理

9.1. 段頁式存儲管理的基本思想

1. 段式存儲管理可以基于頁式存儲管理實現
2. 每一段不必占據連續的存儲空間，可存放在不連續的主存頁架中
3. 能夠擴充為段頁式虛擬存儲管理
4. 裝入部分段，或者裝入段中部分頁面

9.2. 段頁式存儲管理的段表和頁表

1. 既有段表，也有頁表
2. 段表中存儲的是頁表和頁表始址

9.3. 段頁式存儲管理的地址轉換

10. 頁式虛擬存儲管理

10.1. 頁式虛擬存儲管理的基本原理

1. 將進程信息副本存放在外存中，當它被調度投入運行時，程序和數據沒有全部裝入內存，僅裝入當前使用頁面，進程執行過程中訪問到不再內存的頁面時，再由系統自動調入。
2. 頁式虛擬存儲是現代OS的主流存儲管理技術
3. 請求頁式存儲管理：由于頁面在需要時是根據進程請求裝入內存的
4. 請求頁式存儲管理
   1. 優點：進程的程序和數據可按頁分散存儲在內存中，有利于內存利用率和多道程序運行
   2. 缺點：需要硬件支持、處理缺頁中斷、機器成本增加、系統開銷加大，頁內存在碎片。

10.1.1. 頁式虛擬存儲管理的頁表

1. 需要擴充頁表項，至少包含如上信息，指出：
   1. 主存駐留標志：指出頁面是否已經裝入內存。1表示在內存中可以被正常訪問，0表示不能立即訪問，產生缺頁異常。
   2. 修改位：被設置后，該頁被調出內存前必須先寫回磁盤，保障數據一致性
   3. 保護位：限制頁面訪問權限
   4. 引用位：在頁面被引用無論是讀寫時設置，用來幫助系統進行頁面淘汰。
   5. 內存塊號：頁面對應的頁框號，用來地址轉換。
2. 32位操作系統:32bit標識一個頁表項
3. 頁號是隱含信息，不是直接存儲的信息。

10.2. 頁式虛擬存儲管理的實現

1. CPU處理地址
   1. 若頁駐留，則獲得塊號形成絕對地址
   2. 若頁不在內存，則CPU發出缺頁中斷
2. OS處理缺頁中斷
   1. 若有空閑頁架，則根據輔存地址(虛存)調入頁，更新頁表與快表等
   2. 若無空閑頁架，則決定淘汰頁，調出已修改頁，調入頁，更新頁表與快表

10.2.1. 頁式虛擬存儲管理的地址轉換

1. 本指令沒有被處理完，是在查找地址的時候發生的中斷，所以要回退指令執行。
   缺頁中斷完成后要重新執行被中斷指令。

10.2.2. 頁式虛擬存儲管理的地址轉換全過程

1. 地址轉換過程
   1. MMU接收CPU傳送來的邏輯地址并自動按頁面大小把它從某位起分解成兩部分:頁號和頁內位移。
   2. 以頁號為索引快速搜索快表TLB。
   3. 如果命中，立即送出頁框號，并與賈內位移拼接成物理地址，然后進行訪問權限檢查，如獲通過，進程就可以訪問物理地址。
   4. 如果不命中，由硬件以頁號為索引搜索頁表，頁表基址由硬件頁表基址寄存器指出。
   5. 如果頁表被命中，說明訪問頁面已在內存中，可送出頁框號，并與頁內位移拼接成物理地址，然后進行訪問權限檢查，如獲通過，進程就可以訪問物理地址，同時要把這個頁面和頁框信息裝入快表TLB，以備再次訪問。
   6. 如果發現頁表中的對應頁面失效，MMU發出缺頁異常，請求操作系統進行處理，MMU工作到此結束。
2. MMU發現缺頁并發出缺頁異常，存儲管理接收控制，進行缺頁異常處理的過程如下：
   1. 掛起請求調頁的進程。
   2. 根據頁號搜索外頁表，找到存放此頁的磁盤物理地址。
   3. 查看內存是否有空閑頁框，如有則分配一個，轉(6)。
   4. 如果內存中無空閑頁框，按照替換算法選擇淘汰頁面，檢查其是否被寫過或修改過，若否則轉(6)，若是則轉(5)。

10.2.3. TLB(快表)

Note:快表存儲正在進行的進程的若干(非連續)的頁表項，其意義在于：快表訪問速度高于內存，減少訪問內存的次數，提高也是尋址效率

11. 頁面調度

1. 當主存空間已滿而又需要裝入新頁時，頁式虛擬存儲管理必須按照一定的算法將已在主存的一些頁調出去
   1. 選擇淘汰頁的工作成為頁面調度
   2. 選擇淘汰頁的算法稱為頁面調度算法

11.1. 交換區

1. 操作系統需要在磁盤上定義一個交換區用來保存臨時換出的頁面，交換區由磁盤上的一個或多個磁盤分區組成。
2. 簡單做法：進程啟動時，留出大小和進程一樣大的交換分區。
3. 與進程對應的是其交換區的磁盤地址，即進程映像所保存的位置，這一信息記錄在進程的外頁表中。
4. 問題：進程啟動可能會在增大，解決：將正文、數據和堆棧分別保留交換區，并且多留幾塊。
5. 交換區管理重點是維護交換區映射表，記錄所有的唄換出內存的頁面在交換區中的位置，以便需要時換入，第二次被換出內存時，當且僅當頁面修改過才再次寫入，否則直接拋棄。

11.2. 頁面裝入策略和清除策略

1. 頁面裝入策略用來解決何時將頁面裝入內存
2. 請頁式：當產生缺頁異常時調入頁面
   1. 在替換時只有發生了更改才寫回。
   2. 優點：只有被訪問頁面才會被調入，節省內存
   3. 缺點：缺頁異常處理次數多，系統開銷大。
3. 預調式：在使用頁面前預先調入內存，操作系統根據某種算法動態預測進程最可能訪問的界面，每次調入若干頁面。
   1. 在替換前需要將他們都寫回磁盤，可成批進行。
   2. 優點：減少磁盤I/O的啟動次數，節省尋道和搜索時間。
   3. 缺點：如果調入的大多數界面都沒有被使用則效率很低。

11.3. 頁面分配策略

1. 請求分頁虛存管理可能在缺頁方面付出很大的代價，需要確定頁面調度算法的作用范圍是此進程的頁面，還是內存中的所有進程的頁面。
   1. 全局替換：不考慮進程屬主
   2. 局部替換：僅限于進程本身
2. 分配方式
   1. 固定分配：進程生命周期中保持頁框數固定不變，有平均分配、比例分配、優先權分配等方式。
   2. 可變分配：進程生命周期中所分得的頁框數可變。
      1. 缺頁率較高，說明局部性較差，可以適度提高分配的頁框數。
      2. 缺頁率較低，可以適度降低分配的頁框數
3. 工作集(駐留集)：每個進程維護的一組頁面。
4. 可變分配配合局部替換可以克服全局替換的缺點。

11.3.1. 固定分配，本地范圍

1. 分配給進程的幀數是固定的
2. 從分配給過程的框架中選擇要替換的頁面

11.3.2. 變量分配，全局范圍

1. 分配給進程的幀數是可變的
2. 從所有框架中選擇要替換的頁面
3. 最容易實現
4. 被許多操作系統采用
5. 操作系統保留空閑幀列表
6. 發生頁面錯誤時，將空閑幀添加到駐留的進程集
7. 課本224全局頁面替換策略和229局部頁面替換策略

11.3.3. 變量分配，本地范圍

1. 分配給進程的幀數是可變的
2. 從分配給過程的框架中選擇要替換的頁面
3. 添加新流程后，請根據應用程序類型，程序請求或其他條件分配頁框數量
4. 發生頁面錯誤時，請從發生故障的進程的常駐集中選擇頁面。
5. 不時重新評估分配

11.4. 缺頁中斷率

1. 頁面調度算法設計不當，會出現(剛淘汰的頁面立即又要調入，并如此反復)，這種現象稱為抖動或顛簸，主要原因是內存中同時運行的進程太多，而分配給每個進程的頁框太少。
2. 假定進程PPP共有nnn頁，系統分配頁架數mmm個
3. PPP運行中成功訪問次數為SSS，不成功訪問次數為FFF，總訪問次數A=S+FA = S + FA=S+F
4. 缺頁中斷率定義為: f=FAf = \frac{F}{A}f=AF?
5. 缺頁中斷率是衡量存儲管理性能和用戶編程水平的重要依據

11.4.1. 缺頁中斷率的影響因素

1. 分配給進程的頁框數：可用頁框數越多，則缺頁中斷率就越低
2. 頁面的大小：頁面尺寸越大，則缺頁中斷率就越低
3. 頁面替換算法：算法的優劣影響缺頁異常次數
4. 程序特性：程序局部性要好，它對缺頁中斷率有很大影響。

11.4.2. 用戶編程的例子

不同的訪問方式會到導致出現缺頁情況的。

11.5. 全局頁面替換策略

11.5.1. OPT頁面調度算法(Belady算法)

1. 算法描述：當要調入新頁面時，首先淘汰以后不再訪問的頁，然后選擇距現在最長時間后再訪問的頁。
2. 該方法由Belady提出，稱為BeLady算法，又稱最佳算法(OPT)
3. OPT只可以模擬，不可以實現，因為永遠無法預知之后的事情。
4. 這種算法可以用作衡量其他各種算法的標準。

11.5.2. 先進先出頁面調度算法(FIFO)

1. 算法描述：首先淘汰最先調入主存的那一頁，或者說主存駐留時間最長的那一頁(常駐的除外)
2. 模擬的是程序執行的順序性，有一定合理性，并不能很好模擬程序的循環性。
3. 根據估計，缺頁中斷率也是最佳算法的2-3倍。

4. FIFO算法的Belady異常：更多的頁框導致了更高的缺頁率，頁框為3和4的時候

11.5.3. 頁面緩沖算法

頁面緩沖算法是對FIFO替換算法的一種改進

算法策略

2. 系統維護兩個FIFO隊列，被替換的頁面添加到如下兩個隊列中
   1. 修改頁面隊列
   2. 非修改(空閑)頁面隊列
3. 替換的頁面仍保留在內存中
   1. 如果再次引用，則找回的費用很少
   2. 當修改頁面隊列中的頁面到達一定數量后，頁面以群集形式寫回磁盤，并把空閑頁框加入非修改頁面隊列尾部。

11.5.4. 最近最少用LRU頁面調度算法

1. 淘汰最近一段時間較久未被訪問的那一頁，即那些剛被使用過的頁面，可以馬上還要被使用到。
2. 模擬了程序執行的局部屬性，既考慮了循環性，又兼顧了順序性
3. 嚴格實現的代價大(需要維持特殊隊列——頁面淘汰隊列)，實現需要硬件支持。

4. LRU算法得到模擬實現：模擬是相當的不嚴謹，非常粗粒度的一個模擬。
   1. 引用位法：每頁建立一個引用標志，供硬件使用，設置一個時間間隔中斷，發生時將頁引用標志置0，訪問頁面時將引用標志置為1，頁面置換的時候選擇標志為0的頁面，在選中淘汰頁時，將所有的頁的引用為全部置為0
   2. 計數法：每頁添加頁面引用計數器，根據計數器選擇最小的，定時清空頁面引用計數器
   3. 計時法：每頁添加計時單元，引用時，將絕對時間記錄進入計時單元，定時清空計時單元。
   4. 老化算法：設置一個多位寄存器，被訪問將最左側設置為1，定時將寄存器右移，缺頁中斷時找到最小值的寄存器界面淘汰，被采用較多。

1. 上圖使用老化算法
2. T3時刻替換P2頁面，因為和P1他們在3時刻都沒有被訪問，但是2時刻P1被訪問了

11.5.5. 第二次機會頁面替換算法(SCR，Second Chance Replacement)

1. 將FIFO算法和頁表中引用位結合。
2. 算法描述：
   1. 首先檢查FIFO頁面隊列隊首
      1. 引用位為0，則淘汰該頁面
      2. 引用位為1，將引用位清0，并將該頁面移到隊列尾部
   2. 如果第一遍全為1，則循環

11.5.6. 最不常用LFU的頁面調度算法

1. 淘汰最近一段時間內訪問次數較少的頁面，對OPT的模擬性比LRU更好
2. 算法過程：基于時間間隔中斷，并給每一頁設置一個計數器，時間間隔中斷發生后，所有計數器清0，每訪問頁1次就給計數器加1，選擇計數最小的頁面淘汰

11.5.7. 時鐘CLOCK頁面調度算法

1. CLOCK就是SCR結合FIFO形成循環，使用頁引用標志位。
2. 算法描述：采用循環隊列機制構造頁面隊列，形成了一個類似鐘表面的環形表，隊列指針則相當于鐘表面上的表針，指向可能要淘汰的頁面

11.5.7.1. CLOCK算法的工作流程

1. 頁面調入主存時，其引用標志位置為1
2. 訪問主存頁面時，其引用標志位置為1
3. 淘汰頁面時，從指針當前指向的頁面開始掃描循環隊列
   1. 把所遇到的引用標志位是1的頁面的引用標志位清0并跳過
   2. 把所遇到的引用標志位是0的頁面淘汰，指針推進一步

11.5.7.2. CLOCK算法的例子

灰色和星號代表1，藍色和無星號代表0

1. 發生命中，指針不動
2. 指針運動是為了尋找替換的頁
3. 1->5其實是循環一輪，如果為1，指針不替換，但是會將標志位置為0

1. 當一頁被替換時，指向下一幀。雖然早就進來，但是最近使用過，所以不急著替換
2. 當需要替換一頁時，掃描緩沖區，查找使用位被置為0的一幀。
3. 每當遇到一個使用位為1的幀時，就將該位重新置為0；
4. 如果在這個過程開始時，所有幀的使用位均為0，選擇遇到的第一個幀替換；
5. 如果所有幀的使用位為1，則指針在緩沖區中完整地循環一周，把所有使用位都置為0，并且停留在最初的位置上，替換該幀中的頁。

11.5.7.3. 第三次機會時鐘替換算法：結合引用位和修改位

1. 一共四種情況：r是引用位，m是修改位
   1. 最近未被引用，未被修改：r=0，m=0
   2. 最近被引用，未被修改：r=1，m=0
   3. 最近未被引用，被修改：r=0，m=1
   4. 最近被引用，被修改：r=1，m=1
2. 算法描述
   1. 掃描，不修改引用位，找到第一個r=0，m=0的頁面替換
   2. 如果1沒有找到，則從原位置開始，修改引用位，查找r=0，m=1的頁面替換寫回
   3. 如果2沒有找到，重復1或2操作。

11.5.8. 不同算法性能比較

整體上來講FIFO > CLOCK > LRU > OPT

11.6. 局部頁面替換算法(不考)

P229-233

11.6.1. 局部最佳頁面替換算法(MIN)

1. 實現思想：進程在時刻t訪問某頁面，如果該頁面不在主存中，導致一次缺頁，把該頁面裝入一個空閑頁框
2. 不論發生缺頁與否，算法在每一步要考慮引用串，如果該頁面在時間間隔(t, t+τ)內未被再次引用，那么就移出；否則，該頁被保留在進程駐留集中
3. t為一個系統常量，間隔(t, t+τ)稱作滑動窗口 。例子中τ=3，雙閉區間

11.6.2. 工作集模型和工作集置換算法(WS)

1. 進程工作集指"在某一段時間間隔內進程運行所需訪問的頁面集合"
2. 實現思想：工作集模型用來對局部最佳頁面替換算法進行模擬實現，不向前查看頁面引用串，而是基于程序局部性原理向后看
3. 任何給定時刻，進程不久的將來所需主存頁框數，可通過考查其過去最近的時間內的主存需求做出估計

11.6.2.1. 進程工作集

1. 指"在某一段時間間隔內進程運行所需訪問的頁面集合"，W(t，Δ)表示在時刻t-Δ到時刻t之間( (t-Δ，t))所訪問的頁面集合，進程在時刻t的工作集
2. Δ是系統定義的一個常量。變量Δ稱為"工作集窗口尺寸"，可通過窗口來觀察進程行為，還把工作集中所包含的頁面數目稱為"工作集尺寸"
3. Δ=3

11.6.2.2. 示例

工作集:程序在運行過程時，程序的局部性是變更的。有的部分是比較陡的，大量調入，然后平穩期，訪問替換進來的頁們。

11.6.3. 模擬工作集替換算法

11.6.4. 缺頁頻率替換算法

1. 定義頁面錯誤率的上限U和下限L。
2. 如果缺頁率高于U，則為進程分配更多頁框。
3. 如果缺頁率低于U，則為進程分配更少頁框。
4. 駐留集的大小應該和工作集大小W緊密相關的。
5. 如果PFF(缺頁率)>U并且沒有更多可用幀，我們將暫停該過程，ROI(Return On Investment)

頁框的大小是需要根據程序動態調整的。

11.6.5. 通過工作集確定駐留集大小

1. 監視每個進程的工作集，只有屬于工作集的頁面才能留在主存；
2. 定期地從進程駐留集中刪去那些不在工作集中的頁面；
3. 僅當一個進程的工作集在主存時，進程才能執行。

12. 段式虛擬存儲管理

12.1. 段式虛擬存儲管理的基本思想

1. 把進程的所有分段都存放在輔存中，進程運行時先把當前需要的一段或幾段裝入主存，在執行過程中訪問到不在主存的段時再把它們動態裝入
2. 段式虛擬存儲管理中段的調進調出是由OS自動實現的，對用戶透明
3. 與段覆蓋技術不同，它是用戶控制的主存擴充技術，OS不感知

12.2. 段式虛擬存儲管理的段表擴充

1. 段表的擴充
2. 特征位: 00(不在內存)01(在內存)11(共享段)
3. 存取權限: 00(可執行)01(可讀)11(可寫)
4. 擴充位: 0(固定長)1(可擴充)
5. 標志位: 00(未修改)01(已修改)11(不可移動)

12.3. 段式虛擬存儲管理的地址轉換

13. 段頁式虛擬存儲管理

13.1. 段頁式虛擬存儲基本原理

1. 虛地址以程序的邏輯結構劃分為段，這是段頁式的段式特征。
2. 實地址劃分層位置固定、大小相同的頁框(塊)，這是段頁式的頁式特征。
3. 將每一段的線性地址空間劃分成與頁框大小相同的頁面，段頁式的特征
4. 邏輯地址由段號s、段內頁號p和頁內偏移d組成
   1. 對用戶，虛擬地址由段號s和段內位移d’組成
   2. 系統內部將d’分解為p和d，d’ = p * 塊長 + d
5. 請求段頁式虛擬存儲管理的數據結構比較復雜，包含作業表、段表和頁表三部分。
   1. 作業表：進入系統的作業和作業段表的起始地址
   2. 段表：是否在內存、段頁表起始地址
   3. 頁表：是否在內存、對應內存塊號

13.2. 段頁式虛擬存儲管理的地址轉換

14. 存儲管理方案以及虛存頁面替換算法小結

15. 補充：關于快表問題

有效位為0，不指引

1. Valid并不全表示頁表項是否在主存中
2. 發生頁面替換的時候，被替換的頁如果在快表中，則其的valid位置0或者將該頁刪除。

16. Linux虛擬存儲管理

16.1. 伙伴系統(一種算法)

1. 伙伴系統(Knuth，1973)，又稱buddy算法，是一種固定分區和可變分區折中的主存管理算法
2. 基本原理是：任何尺寸為2i2^i2i的空閑塊都可被分為兩個尺寸為2i?12^{i-1}2i?1的空閑塊，這兩個空閑塊稱作伙伴，它們可以被合并成尺寸為2i2^i2i的原先空閑塊。
3. 伙伴通過對大塊的物理主存劃分而獲得
   1. 假如從第0個頁面開始到第3個頁面結束的主存
   2. 每次都對半劃分，那么第一次劃分獲得大小為2頁的伙伴，如0、1和2、3
   3. 進一步劃分，可以獲得大小為1頁的伙伴，例如0和1，2和3

16.1.1. 例子：類似二叉樹的形式進行分配

16.1.2. Linux伙伴系統

1. 以page結構為數組元素的mem_map[]數組
2. 以free_area_struct結構為數組元素的free_area數組
3. 位圖數組(bitmap)

16.1.2.1. Linux基于伙伴的slab分配器

1. 為什么要使用slab分配器?
   1. 伙伴系統以頁框為基本分配單位，內核在很多情況下，需要的主存量遠遠小于頁框大小，如inode、vma、task_struct等，為了更經濟地使用內核主存資源，引入SunOS操作系統中首創的基于伙伴系統的slab分配器，其基本思想是：為經常使用的小對象建立緩存，小對象的申請與釋放都通過slab分配器來管理，僅當緩存不夠用時才向伙伴系統申請更多空間。//頁內可以按2的冪次拆分。
   2. 優點：充分利用主存，減少內部碎片，對象管理局部化，盡可能少地與伙伴系統打交道，從而提高效率。
2. slab的結構

struct slab{struct list_head;          // slab滿、半滿或空閑鏈表unsigned long colouoff;    //slab著色偏移量void * s_mem;              //slab的第一個對象unsigned int inuse;        //已分配的對象數kmem_bufctl_t free;        //第一個空閑對象
}

3. slab的操作

16.1.2.2. slab分配器主要操作

1. kmem_cache_create()函數：創建專用cache，規定對象的大小和slab的構成，并加入cache管理隊列；
2. kmem_cache_alloc()與kmem_cache_free()函數：分別用于分配和釋放一個擁有專用slab隊列的對象；
3. kmem_cache_grow()與kmem_cache_reap()函數：
   1. kmem_cache_grow()它向伙伴系統申請向cache增加一個slab
   2. kmem_cache_reap()用于定時回收空閑slab
4. kmem_cache_destroy()與kmem_cache_shrink()：用于cache的銷毀和收縮；
5. kmalloc()與kfree()函數：用來從通用的緩沖區隊列中申請和釋放空間；
6. kmem_getpages()與kmem_freepages()函數：slab與頁框級分配器的接口，當slab分配器要創建新的slab或cache時，通過kmem_getpages()向內核提供的伙伴算法來獲得一組連續頁框。如果釋放分配給slab分配器的頁框，則調用kmem_freepages()函數。

總結

以上是生活随笔為你收集整理的计算机操作系统-3-存储管理的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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