【操作系统】虚拟内存的基本概念、请求分页的管理方式

1. 虚拟内存的基本概念

1. 传统存储管理方式的特征、缺点

一次性：作业必须一次性完全装入内存后才能开始运行。这会造成两个问题：①作业很大时，不能全部装入内存，导致大作业无法运行；②当大量作业要求运行时，由于内存无法容纳所有作业，因此只有少量作业能运行，导致多道程序并发度下降。

驻留性：一旦作业被装入内存，就会一直驻留在内存中，直至作业运行结束。事实上，在一个时间段内，只需要访问作业的一小部分数据即可正常运行，这就导致了内存中会驻留大量的、暂时用不到的数据，浪费了宝贵的内存资源。

说明：可用虚拟存储技术解决问题。

2. 局部性原理

时间局部性：如果执行了程序中的某条指令，那么不就后这条指令很可能再次执行；如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问。（因此程序中存在大量的循环）

空间局部性：一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元很可能被访问。（因此很多数据在内存中都是连续存放的，并且程序的指令也是顺序地在内存中存放的）

快表机构就是将近期长访问的页表项副本放到更高速的联想寄存器中。

高速缓冲技术的思想：将近期会频繁访问到的数据放到更高速的存储器中，暂时用不到的数据放到更低速的寄存器中。

3. 虚拟内存的定义和特征

基于局部性原理，在程序装入时，可以将程序中很快会用到的部分装入内存，暂时用不到的部分留在外存，就可以让程序开始执行。

在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所信息从外存调入内存，然后继续执行程序。

若内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。

在操作系统的管理下，在用户看来似乎有一个比实际内存大很多的外存，这就是虚拟内存。

说明：操作系统虚拟性的一个体现——实际的物理内存大小没有变，只是从逻辑上进行了扩充。

注意：

1. 虚拟内存的最大容量是有计算机的地址结构（CPU寻址范围）确定的。
2. 虚拟内存的实际容量=min(内存和外存容量之和，CPU寻址范围)

例如：某计算机地址结构为32为，按字节编址，内存大小为512MB，外存大小为2GB。则虚拟内存的最大容量为2^32B=4GB。虚拟内存的实际容量=min(2^32B，512MB+2GB)=2GB+512MB。

虚拟内存有以下三个主要特征：

1. 多次性：无需在作业运行时一次性全部装入内存，而是允许被分成多次调入内存。
2. 对换性：在作业运行时无需一直常驻内存，而是允许在作业运行过程中，将作业换入、换出。
3. 虚拟性：从逻辑上扩充了内存的容量，使用户看到的内存容量，远大于实际的容量。

4. 如何实现虚拟内存技术

虚拟内存技术，允许一个作业分多次调入内存。如果采用连续分配方式，会不方便实现。因此，虚拟内存的实现需要建立在离散分配的内存管理方式基础上。

2. 请求分页管理方式

请求分页存储管理与基本分页存储管理的主要区别：

1. 在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所需信息从外存调入内存，然后继续执行程序。
2. 若内存空间不够时，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。

这就要求操作系统提供请求调页（或请求调段）功能。提供页面置换（或段置换）的功能。

1. 页表机制

与基本分页管理相比，请求分页管理中，为了实现“请求调页”，操作系统需要知道每个页面是否已经调入内存：如果还没有调入，那么也需要知道该页面在外存中存放的位置。

当内存空间不够时，要实现“页面置换”，操作系统需要通过某些指标来决定到底换出哪个页面；有的页面没有被修改过，就不用在浪费时间写回外存。有的页面修改过，就需要将外存中的旧数据覆盖，因此，操作系统也需要记录各个页面是否被修改的信息。

2. 缺页中断机构

假设要访问逻辑地址=（页号，页内偏移量）=（0,1024）

在请求分页系统中，每当要访问的页面不在内存时，便产生一个缺页中断，然后由操作系统缺页中断处理程序处理中断。此时缺页的进程阻塞，放入阻塞队列，调页完成后再将其唤醒，放回就绪队列。

如果内存中有空闲块，则为进程分配一个空闲块，将所缺页面装入该块，并修改页表中相应的页表项。

如果内存中没有空闲块，则由页面置换算法选择一个页面淘汰，若该页面在内存期间被修改过，则要将其写回外存。未修改过的页面不用写回外存。

缺页中断是因为当前执行的指令想要访问的目标页面未调入内存而产生的，因此属于内中断。一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。

3. 地址变换机构

补充细节:

①只有“写指令”才需要修改“修改位”。并且，一般来说只需修改快表中的数据，只有要将快表项删除时才需要写回内存中的慢表。这样可以减少访存次数。

②和普通的中断处理一样，缺页中断处理依然需要保留CPU现场。

③需要用某种“页面置换算法”来决定一个换出页面。

④换入/换出页面都需要启动慢速的I/O操作，可见，如果换入/换出太频繁，会有很大的开销。

⑤页面调入内存后，需要修改慢表，同时也需要将表项复制到快表中。

3. 页面置换算法

1. 最佳置换算法（OPT）

最佳置换算法(OPT，Optimal):每次选择淘汰的页面将是以后永不使用，或者在最长时间内不再被访问的页面，这样可以保证最低的缺页率。 最佳置换算法可以保证最低的缺页率，但实际上，只有在进程执行的过程中才能知道接下来会访问到的是哪个页面。操作系统无法提前预判页面访问序列。因此，最佳置换算法是无法实现的。

2. 先进先出算法（FIFO）

先进先出置换算法(FIFO):每次选择淘汰的页面是最早进入内存的页面。

实现方法:把调入内存的页面根据调入的先后顺序排成一个队列，需要换出页面时选择队头页面即可。队列的最大长度取决于系统为进程分配了多少个内存块。

3. 最近最久未使用置换算法（LRU）

最近最久未使用置换算法(LRU,leastrecentlyused):每次淘汰的页面是最近最久未使用的页面。

实现方法:赋予每个页面对应的页表项中，用访问字段记录该页面自上次被访问以来所经历的时间t。当需要淘汰一个页面时，选择现有页面中t值最大的，即最近最久未使用的页面。 实际需要淘汰页面，可以逆向检查此时在内存中的几个页面号。在逆向扫描过程中最后一个出现的页号就是要淘汰的页面。

该算法的实现需要专门的硬件支持，虽然算法性能好，但是实现困难，开销大。

4. 时钟置换算法

最佳置换算法性能最好，但无法实现;先进先出置换算法实现简单，但算法性能差;最近最久未使用置换算法性能好，是最接近OPT算法性能的，但是实现起来需要专门的硬件支持，算法开销大。

时钟置换算法是一种性能和开销较均衡的算法，又称CLOCK算法，或最近未用算法(NRU，NotRecently Used )

简单的CLOCK算法实现方法:为每个页面设置一个访问位，再将内存中的页面都通过链接指针链接成一个循环队列。当某页被访问时，其访问位置为1。当需要淘汰一个页面时，只需检查页的访问位。如果是0，就选择该页换出；如果是1，则将它置为0，暂不换出，继续检查下一个页面，若第一轮扫描中所有页面都是1，则将这些页面的访问位依次置为0后，再进行第二轮扫描(第二轮扫描中一定会有访问位为0的页面，因此简单的CLOCK算法选择一个淘汰页面最多会经过两轮扫描)。

5. 改进型的时钟置换算法

简单的时钟置换算法仅考虑到一个页面最近是否被访问过。事实上，如果被淘汰的页面没有被修改过,就不需要执行I/O操作写回外存。只有被淘汰的页面被修改过时，才需要写回外存。

因此，除了考虑一个页面最近有没有被访问过之外，操作系统还应考虑页面有没有被修改过。在其他条件都相同时，应优先淘汰没有修改过的页面，避免I/O操作。这就是改进型的时钟置换算法的思想。修改位=0，表示页面没有被修改过;修改位=1，表示页面被修改过。

为方便讨论，用(访问位，修改位)的形式表示各页面状态。如(1，1)表示一个页面近期被访问过，且被修改过。

4. 小结