本文主要是介绍计算机操作系统（慕课版）第六章 虚拟存储器 学习笔记，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！
第六章 虚拟存储器
详读课本的页面置换算法
6.1.1 虚拟存储器概述
常规存储管理方式的共同点：
要求一个作业全部装入内存后方能运行。
问题：
(1)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。
(2)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。
解决方法 （1）增加内存容量(昂贵)。
（2）从逻辑上扩充内存容量
----覆盖
----对换
----虚拟存储器
1.常规存储器管理方式的特征
（1）一次性：作业在运行前需一次性地全部装入内存。
（2）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。
是否有必要，可否打破呢？
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）。
6.1.2 虚拟存储器的定义与特征
虚拟存储器就是一个地址空间，且具有比实存大得多的虚容量，能从逻辑上对内存容量进行扩充。
特征:
1、多次性：多次性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。
2、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。
3、虚拟性：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最重要的特征，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以离散分配为基础。
虚拟存储器的容量
一个虚拟存储器的最大容量是由计算机的地址结构确定的。如：若CPU的有效地址长度为32位，则程序可以寻址范围是0～(2^32)-1 ，即虚存容量为 4GB。
虚拟存储器的容量与主存的实际大小没有直接的关系，而是由主存与辅存的容量之和所确定。
6.1.3 虚拟存储器的实现方法
1、分页请求系统
在分页系统的基础上，增加了请求调页功能、页面置换功能所形成的页式虚拟存储器系统。
（1）硬件支持：
请求分页的页表机制
缺页中断机构
地址变换机构
（2）软件：
请求调页功能和页置换功能的软件。
2、请求分段系统
在分段系统的基础上，增加了请求调段功能及分段置换功能，所形成的段式虚拟存储器系统。
（1）硬件支持：
请求分段的段表机制
缺段中断机构
地址变换机构
（2）软件：
请求调段功能和段置换功能的软件
6.2 请求式分页存储管理
请求式分页也称虚拟页式存储管理
与纯分页存储管理不同，请求式分页管理系统在进程开始运行之前，不是装入全部页面，而是装入一个或多个页面，之后根据进程运行的需要，动态装入其它页面；当内存空间已满，而又需要装入新的页面时，则根据某种算法淘汰某个页面，以便装入新的页面。
6.2.1 请求分页中的硬件支持
1、请求页表机制
（1）状态位P：指示该页是否已调入内存。
（2）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。
（3）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。
（4）外存地址：指出该页在外存上的地址。
2、缺页中断机构
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
一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断（如图6-2所示的例题缺页6次）
3、地址变换机构
地址变换例题
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和093C变换为物理地址。
解：虚拟地址为：页号（2的5次方=32）5位 页内位移（2的10次方=1024）10位；物理地址为：物理块号（2的4次方=16）4位 块内位移（2的10次方=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
6.2.2 请求分页中的内存分配
在请求分页系统中，为进程分配内存时，将涉及以下三个问题：
最小物理块数的确定
物理块的分配策略
物理块分配算法
1.最小物理块数指能保证进程正常运行所需的最小的物理块数，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。
2、物理块的分配策略
（1）固定分配局部置换：为每个进程分配固定数目n的物理块，在整个运行中都不改变。如出现缺页，则从中置换一页。
（2）可变分配全局置换：分配固定数目的物理块，但OS自留一空闲块队列，若发现缺页，则从空闲块队列中分配一空闲块与该进程，并调入缺面于其中。当空闲块队列用完时，OS才从内存中任选择一页置换。
（3）可变分配局部置换：分配一定数目的物理块，若发现缺页，则从该进程的页面中置换一页，根据该进程缺页率高低，则可增加或减少物理块。
3、物理块分配算法
在采用固定分配策略时，将系统中可供分配的所有物理块分配给各个进程，可采用以下几种算法：
（1）平均分配算法：平均分配给各个进程。
（2）按比例分配算法：根据进程的大小按比例分配给各个进程。
如果系统中共有n个进程，每个进程的页面数为Si，系统中可用的物理块总数为m，则系统中各进程页面数的总和为：
每个进程所能分到的物理块数为
(3）考虑优先权的分配算法：将系统提供的物理块一部分根据进程大小先按比例分配给各个进程，另一部分再根据各进程的优先权适当增加物理块数。
6.2.3 页面调入策略
调入策略决定什么时候将一个页面由外存调入内存，从何处将页面调入内存。
1.何时调入页面
预调页策略：将那些预计在不久便被访问的页预先调入内存。这种调入策略提高了调页的效率，减少了I/O次数。但由于这是一种基于局部性原理的预测，若预调入的页面在以后很少被访问，则造成浪费，故这种方式常用于程序的首次调入。
请求调页策略：当进程运行中访问的页出现缺页时，则发出缺页中断，提出请求调页，由OS将所需页调入内存。这种策略实现简单，应用于目前的虚拟存储器中，但易产生较多的缺页中断，且每次调一页，系统开销较大，容易产生抖动现象。
2.从何处调入页面
在请求分页系统中，通常将外存分成了文件区和对换区，文件区按离散分配方式存放文件，对换区按连续分配方式存放对换页。
对换区：系统有足够的对换区空间，运行前可将与进程相关的文件从文件区复制至对换区，以后缺页时，全部从对换区调页。
6.2.3 页面调入策略
1 查找所需页在磁盘上的位置。
2 查找一内存空闲块：
- 如果有空闲块，就直接使用它；
- 如果没有空闲块，使用页面置换算法选择一个“牺牲”内存块；
- 将“牺牲”块的内容写到磁盘上，更新页表和物理块表。
3 将所需页读入（新）空闲块，更新页表。
4 重启用户进程。
4. 缺页率
访问页面成功(在内存)的次数为S
访问页面失败(不在内存)的次数为F
总访问次数为A=S+F
缺页率为 f= F/A
影响因素：页面大小、分配内存块的数目、页面置换算法、程序固有属性
缺页中断处理的时间算法（被置换的页面修改概率为β，缺页中断处理时间ta，被置换页面没有被修改缺页中断时间tb）
t = β×ta + (1- β)×tb
6.3 页面置换算法
页面置换：找到内存中没有使用的一些页，换出
算法：替换策略
性能 ：找出一个导致最小缺页数的算法
页面置换完善了逻辑内存和物理内存的划分——在一个较小的物理内存基础之上可以提供一个大的虚拟内存。
页面置换算法
最佳置换算法（OPT）
先进先出置换算法（FIFO）
最近最久未用置换算法（LRU）
最少使用算法（LFU）
Clock置换算法
页面缓冲算法
6.3.1 最佳置换算法（OPT）
淘汰原则：被置换的页将是之后最长时间不被使用的页
2 先进先出(FIFO)页面置换算法
淘汰原则：总是淘汰最先进入内存的页面，即选择在内存中驻留时间最久的页面予以淘汰
**课本上的图出现了错误，最后三个错位！！！**这里修正了
先进先出置换算法例题
1、假定系统为某进程分配了3个物理块，进程运行时的页面走向为 1,2,3,4,1,2,5,1,2,3,4,5，开始时3个物理块均为空，计算采用先进先出页面淘汰算法时的缺页率？（9/12)
> 2、假定系统为某进程分配了4个物理块，进程运行时的页面走向为 1,2,3,4,1,2,5,1,2,3,4,5，开始时4个物理块均为空，计算采用先进先出页面淘汰算法时的缺页率？（10/12)
> 3、假定系统为某进程分配了5个物理块，进程运行时的页面走向为 1,2,3,4,1,2,5,1,2,3,4,5，开始时3个物理块均为空，计算采用先进先出页面淘汰算法时的缺页率？（5/12)
先进先出算法存在一种异常现象，即在某些情况下会出现分配给的进程物理块数增多，缺页次数有时增加，有时减少的奇怪现象，这种现象称为Belady现象。(产生这种现象的原因在于它根本没有考虑程序执行的动态特征
)
3 最近最久未使用(LRU)置换算法
淘汰原则：选择最后一次访问时间距离当前时间最长的一页并淘汰之。即淘汰没有使用的时间最长的页。
该算法的出发点：如果某个页面被访问了，则它可能马上还要访问。
该算法的性能最接近于最佳算法，但实现起来较困难。
因为要找出所有最近最久未使用的页面，这将使系统的开销加大，所以在实际系统中往往使用该算法的近似算法。
4 Clock置换算法
LRU的近似算法，又称最近未用(NRU)或二次机会页面置换算法
每个页都与一个访问位相关联，初始值位0
当页被访问时置访问位为1
置换时选择访问位为0的页；若为1，重新置为0
5 改进型Clock置换算法
淘汰时，同时检查访问位A与修改位M
第1类(A=0, M=0): 表示该页最近既未被访问，又未被修改，是最佳淘汰页。
第2类(A=0, M=1)：表示该页最近未被访问，但已被修改，并不是很好的淘汰页。
第3类(A=1, M=0)：最近已被访问，但未被修改，该页有可能再被访问。
第4类(A=1, M=1): 最近已被访问且被修改， 该页可能再被访问。
6.3.5 访问内存的有效时间
请求分页管理方式内存有效访问时间：访问快表时间λ、访问物理内存时间t、缺页中断的处理时间ε、f为缺页率。
1）页表在快表中，块在内存中
EAT=λ+t
2）页表在内存中，块在内存中
EAT=2×(t+λ)
查找快表、查找页表、修改快表、访问内存
3）块不在内存
不考虑缺页率
EAT = λ + t + ε + λ + t = ε + 2(λ + t)
考虑缺页率
EAT = t + f ×(ε + t) + (1- f) × t
抖动部分见考试题目再下手
6.5 请求分段式存储管理方式
请求分段存储管理系统与请求分页存储管理系统一样，为用户提供了一个比内存空间大得多的虚拟存储器。
通过调段功能，置换功能将暂时不用的分段换出到外存，以便腾出内存空间。
1.段表机制
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。
2.缺段中断机构
在指令执行期间产生和处理中断信号
一条指令在执行期间，可能产生多次缺段中断
由于段不是定长的，对缺段中断的处理要比对缺页中断的处理复杂
3 地址变换机构
练习题
若在一分页存储管理系统中，某作业也表如下所示，一直页面大小为1024字节，试将逻辑地址1011，2148，4000，5012转化为相应物理地址
（1）对于逻辑地址1011，p=int(1011/1024)=0,d=1011mod1024=1011,查页表第0页在第2块，所以物理地址为1024^2+1011=3059
（2）2148 p=2 d=100第2页第1块物理地址1024+100=1124
（3）p=3 d=928第三页第六快物理地址1024*6+928=7072
（4）p=4 d=916页号超过页表长度，缺页中断。
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