1、第四章 存储管理,4.1 概述 4.2 连续存储管理 4.3 分页式存储管理 4.4 分段式存储管理 4.5 虚拟存储,学习目标,虚拟设备 多个进程和线程可以共享一个CPU 多个进程和线程应该可以共享一个存储器 多个进程和线程还可以共享一个IO设备(第5章) 如何共享一个存储器？ 各进程/线程自己的数据有自己的执行区域，程序变成进程时是如何映射到那个区域去的？ 对各进程/线程在内存中的数据要加以保护，如何实施？ 为了更好地利用CPU，就应该让更多的进程/线程并发执行，如果内存不够用了怎么办？ 虚拟存储器,源代码的伪中间代码,int demo()int a = 0;while(a2)a+;ret
2、urn 0; 代码执行时，这些行号需要改变吗？,0 demo: 1 int a = 0 2 loop: 3 temp = a 2 4 if (temp0) goto done 5 a+ 6 goto loop7 done: 8 return 0,7,2,存储地址及地址转换,存储器使用的地址叫物理地址(绝对地址)，其空间是由存储器地址总线扫描出来的空间，其大小取决于实际安装的主存容量。 目标程序地址叫逻辑地址(相对地址)，被限制从0开始编址，一个用户程序的逻辑地址集合称为该程序的逻辑地址空间。 地址转换(重定位、地址映射)：将程序的逻辑地址转成物理地址的过程。 静态转换 动态转换,执行步骤: 编
3、译 链接/装载 执行,程序执行步骤(地址转换时机),中间代码0 1 2 3 ,050K100K180K230K,50K,1,2,内存,静态地址转换,静态转换：当用户程序被装入内存时，一次性实现逻辑地址到物理地址的转换，以后不再转换。一般在装入内存时由软件完成。若编译时完成则需要程序员事先知道要装载的地址。,1000,goto 1200,0,100,200,300,goto 200,a+,逻辑地址空间,1100,1200,1300,物理地址空间,a+,动态地址转换,动态转换：在程序执行过程中要访问数据时再进行地址变换，需要额外的硬件来记录程序装载的内存基址。,1000,goto 200,0,10
4、0,200,300,goto 200,a+,1100,1200,1300,a+,逻辑地址空间,物理地址空间,CPUgoto 200,1000,BR,+,存储保护,使在内存中的各道进程，只能访问它自己的区域，避免进程内存空间重叠，特别是不能访问OS的内存空间。 通常需要两个硬件支持(不需要转换地址)： 基址寄存器(Base Register)：存放装载的起始地址 限长寄存器(Limit Register)：存放的最大逻辑地址,0x00000000,0xFFFFFFFF,Operating System,进程,DRAM,?,+,Base,Limit,CPU,逻辑地址,出错！,看管好用户进程,策略:
5、 将用户进程关在一个内存区域 它不能自己切换到内核模式 它不可以直接改变基址和限长寄存器的值 它不可以随意更改中断控制 它不可以访问其它进程的内存空间数据 两个问题 内存中的进程如何交互？ 内核模式和用户模式如何切换？,连续存储管理,所谓连续，是指进程在主存里占用一块连续的空间。 如果系统事先把内存用户区划分为若干分区，分区大小可以相等，也可以不等，一个进程占据一个分区。我们称其为固定分区存储管理。 若内存不预先划分好，而是等进程装入时，根据进程的需求和内存空间的使用情况来决定是否分配。我们称其为可变分区存储管理。,固定分区存储管理,存储分配：系统维护一张主存分配表，里面记载了内存的分区划分和
6、使用状态。分配主存时总选择那些分区占用标志为0且长度小于等于进程所需空间的分区块。回收只要相应分区占用位置0即可。,固定分区的地址转换和存储保护,静态转换：装入时检查绝对地址是否落在分区内 动态转换：执行时检查，如下图所示。,可变分区存储管理,存储分配： 系统维护两张表，一张记录尚未分配的内存状态，另一张记录已分配的情况。 初始状态已分配表为空，未分配表仅有一条记录，整个用户区就是空闲区。系统总是从空闲中选择一个足够容纳进程的分区分配，并将分配情况记在已分配表中，剩余的分区空间记录进未分配表。 回收：将已分配表的标志改为“空”，再将其加入未分配表中。,空闲区表,已分配区表,某一时刻的分配状态,
7、可变分区分配算法,首次适应 分配第一个足够大的分区，可以从头开始查找，也可以从上次分配结束的地点开始查找 最优适应 查找整个分区表，分配最小的足够大的分区 总是产生最小剩余分区，不浪费一个更大的空间，但会导致剩余分区太小难被再利用 最坏适应 查找整个分区表，分配最大的足够大的分区 总是产生最大剩余分区，它可能比最优适应产生的剩余分区更容易利用,可变分区的地址转换和存储保护,紧凑技术,“碎片”问题 经过一段时间的分配回收后，内存中存在很多很小的空闲块。它们每一个都很小，不足以满足分配要求；但其总和满足分配要求。这些空闲块被称为碎片，造成存储资源的浪费。 解决方法（紧凑） 通过在内存移动程序，将所
8、有小的空闲区域合并为大的空闲区域。 使用静态地址转换的不可以使用紧凑。 如果采用紧凑技术前要评估开销。,紧凑技术的实现过程,进程4需要20K空间时没有足够大的空闲区,复习：固定分区和可变分区,碎片 内部碎片 外部碎片 都是“连续”惹得祸,P1,P2,P3,P4,0K,15K,38K,48K,68K,80K,110K,120K,固定分区,可变分区,P5,外部碎片,如何将逻辑地址空间分割,最自然的分割方法就是按段划分，通常一个进程都包含几个基本段。 这些段可以在内存中分散存储，为了能找到它们，每个段都设有一个基址和一个限长寄存器。,1,3,2,4,逻辑内存,内存,代码,数据,堆栈,附加,段式存储管
9、理的地址转换和保护,每个程序段都有一个段号，段号从0开始，每一段也从0开始编址，段内地址是连续的，逻辑地址包括段号和段内位移。 通过基址和限长寄存器的值可以找到段在内存的位置，一个进程所有段的这些寄存器值的列表被称作“段表”。段表可设置标志位决定该段的读写性。 物理地址 = 逻辑地址中段号对应的段基址 + 段内位移,简单的分段实例(16位地址空间),段式地址转换实例,程序执行流程 (PC=0x240): 得到下一条指令的逻辑地址=0x240，段号：0，位移：0x240物理地址 = Base(0x4000) + 0x240 = 0x4240从0x4240获取指令 “la $a0, varx”Mo
10、ve 0x4050 $a0, Move PC+4PC 下一条指令的逻辑地址=0x244，转换成物理地址=0x4244，得到 “jal strlen” Move 0x0248 $ra (return address!), Move 0x0360 PC 跳转到strlen函数部分(还处于第0段，为什么？) Move 0x0 $v0, Move PC+4PC 下一条指令的逻辑地址=0x364，转换成物理地址=0x4364，得到 “lb $t0,($a0)” $a0 的逻辑地址=0x4050，段号=1，位移=0x50，物理地址=0x4800+0x50=0x4850Load Byte from 0x48
11、50$t0, Move PC+4PC,0x240 main: la $a0, varx 0x244 jal strlen 0x360 strlen: li $v0, 0 0x364 loop: lb $t0, ($a0) 0x368 beq $r0,$t1, done 0x4050 varx dw 0x314159,段式存储管理小结,每个进程都有一份段表，进程切换的时候要保存/恢复进程的段表 存储共享 通过让两个进程的段表的某一段指向相同的基址，可以实现数据和代码的共享 存储保护 段内的位移不可以超出该段的限长 对于各段也应该设置相应的读写权限 代码段应该是只读段 数据段是读/写段 共享段可以
12、是只读，也可以是读/写 存在的问题 外部碎片问题 对换(swap)以段为单位，成本较大，无法进行粒度控制 分页机制可以解决上述问题,页式存储管理,将内存划分成固定大小的块(页框)，逻辑地址也划分成相同大小的区(页面)，于是也实现了将进程分散存储的目的。 分配过程就是将一个页面装载入页框，为了实现分配和回收，一般采用一个向量表记录内存每一块的使用情况，1表示被分配，0表示空闲。00110001110001101 110010 进程总是在装载最后一个页面时可能产生碎片，所以碎片大小不会超过一个页框，它属于内部碎片。 X86/Pentium的页框大小为4KB,页式存储管理的地址转换和保护,逻辑地址的
13、页面号从0开始，每个页面的页内位移范围为0至4K-1 (对x86CPU 32位地址而言)。 每个进程都要记录每个逻辑页面所对应的物理块号，我们称这些值列表为“页表”，同时设置一些标志位用于访问权限：读、写、读/写、有效和无效。 物理地址 = 页框地址(页框号x页框长) + 页内位移 存储保护：检查页号是否越界(为什么不检查页内位移的越界了？)，同时检查存取权限。,在一个分页存储管理系统中，逻辑地址长度为16位，页面大小为4KB，现一逻辑地址为0x2F6A，且第0、1、2页依次存在物理块10、12、14号中，问相应的物理地址是多少？ 解： 页面大小=4KB 页内位移占12位，页号占4位0x2F6
14、A = 0010 1111 0110 1010 b页号=0010b=2，其所对应的页框号=14故最后的物理地址为：= 0xEF6A,习题15.p387,复习:如何将逻辑地址空间分割,将进程剪碎有很多种方法，最自然的分割方法就是按段划分，通常一个进程都包含几个基本段。 为了标识指令和数据地址，给每一个段从0开始编一个号，同时在段内部给每一条指令和数据也编一个从0开始号码。,0,2,1,3,逻辑内存,物理内存,代码,数据,共享,堆栈,复习:段式存储的逻辑地址,我们称这些编号为逻辑地址，前一部分表示段号，后一部分表示段内位移。 段号和段内位移应该占多少位取决于系统和人为规定。在一个采用16位地址的计
15、算机系统里，如果一个进程最多分成四段，那么段号就仅要占用2个二进制位即可。 这些段在内存中离散存储，它们在内存中真实的地址叫物理地址，为了能定位这些离散段在内存中的位置，要把每个段在内存中的起始地址记录下来，同时要记录每个段可达的最大长度，这两个数值分别被记录在一个基址和一个限长寄存器之中。,复习:段式存储管理的地址转换和保护,段式存储管理的逻辑地址包括段号和段内位移。 每一个段都对应着基址和限长两个值，一个进程所有段的这些寄存器对的值列表被称作“段表”。 物理地址 = 逻辑地址中段号对应的段基址 + 段内位移 限长寄存器的值用于存储保护,复习:段式存储管理小结,每个进程都有一份段表，进程切换
16、的时候要保存/恢复进程的段表 存储共享 通过让两个进程的段表的某一段指向相同的基址，可以实现数据和代码的共享 存储保护 段内的位移不可以超出该段的限长 对于各段也应该设置相应的读写权限 代码段应该是只读段 数据段是读/写段 共享段可以是只读，也可以是读/写 存在的问题 外部碎片问题 对换(swap)以段为单位，成本较大，无法进行粒度控制 分页机制可以解决上述问题,复习:页式存储管理,将内存划分成固定大小的块(页框)，逻辑地址也划分成相同大小的区(页面)，于是也实现了将进程分散存储的目的。 逻辑地址的页面号从0开始，每个页面的页内位移范围为0至4K-1 (对x86CPU 32位地址而言，页面大小
17、为4K) 物理地址 = 页框地址(页框号x页框长) + 页内位移,分段与分页的区别,对页表的讨论,页表就是一个页面号到页框号的索引，每个进程都有一个页表保存在内存里，所以导致每次访问一个指令或数据都要访问两次内存。为了解决这个问题，系统使用了一个高速缓冲区TLB缓存页表，称为“快表”。每次仅当在快表中无法找到相应页号时才去访问内存中的页表。 页表是要占用内存空间的，拿windows 2000和x86为例，页框大小为4KB，逻辑地址空间为4GB，即由1MB的页面组成，如果每个页表项占4B，那么一个进程将要占用4MB的连续内存存放页表，开销巨大。 把页框设大点，这样可以减少页表项，但增加了碎片，那
18、设小点呢？ 解决方法：对页表空间进行再分页,两级页表,将页表占用的那部分连续内存再分页，实现了页表的分散存储，为了找到页号，先要把该页号所在的页表页找到。于是形成了两级页表，第一级为页目录表(该部分连续)，第二级为页表。 一个采用二级页表机制的地址格式如下：,逻辑地址:,1K个页表页需要1K条项目来记录它在内存中的位置,一个页表最多被分成1K个页面,两级页表的地址转换,页表页不必全部在内存中，甚至可以全部不在内存之中。仅当需要时才调入内存。 在页目录表中增加一个特征位，用于记录该页表页是否调入内存。(部分装入),地址分级的另一个例子：分段+分页,段页式存储管理：将进程逻辑地址空间按逻辑段划分，
19、同时对每一段进行分页处理。物理内存仍然按照页框大小划分。,反置页表(Inverted Page Table),先前我们说的页表内容是按页面号排序连续存放的，在进行逻辑地址转换时可以很快地以页面号索引到目的表项。因为这样，页表必须覆盖整个逻辑地址空间，但事实上很多逻辑地址是未被使用的。 如果仅针对物理块进行索引将会减少很大一部分页表空间。IPT就是一个这样的页表，它仅为每一个物理块建立一个表项，该表项包含正在访问该页框的进程标识、页号。,地址转换机构MMU,MMU (Memory Management Unit):完成逻辑地址到物理地址转换功能的低层硬件设施。 主要功能有(以页式存储管理分例)
20、管理页表基址寄存器 分解逻辑地址 访问页表 如果页表不在内存当中或出现越界现象时，MMU发出缺页中断或越界中断 管理快表TLB,缓冲技术,缓存：比访问原始数据速度更快的数据副本存储器。 缓存在下列情况时能提高访问速度 常用到的数据在缓存中 不常用到的数据访问代价不高 评估缓存的技术指标：命中率。当要访问的数据全部在缓存当中，则称命中率为100%。 缓存解决的是低速和高速设备之间的瓶颈问题，是当代计算机领域提高计算机速度的基本手段。 可以被缓冲的包括：内存数据、页表、文件、网络数据等,哪些数据更应该装进缓存？,空间局部性：某个时间段内，访问的数据和代码都在相邻的存储区。所以应尽量把连续的数据内容
21、装入上一级存储器 时间局部性：最近被访问的数据和代码很可能被再次引用。所以应尽量把这部分内容装入上一级存储器。,局部性原理分析,程序中只有少量分支和过程调用，大都是顺序执行 程序往往包含若干循环，计算被限制在一个很小的相邻部分 很少出现连续不断的过程调用序列，过程调用深度也被限制在一个小范围之内 对连续访问数组这样的数据结构时，往往是对存储区中相邻位置的数据的操作 程序中有些部分不是经常被使用到，如出错处理程序,相联存储器TLB,采用多级地址结构的存储管理机制势必引起访问内存次数的增多，如果发生缺页的话将需要访问IO设备，这样情况会更加糟糕。 TLB (Translation Look-asi
22、de Buffer)：一种比主存访问速度快，但容量较小的高速缓冲区。利用它解决CPU运算速度快和主存访问速度相对慢之间的瓶颈问题。,MMU对TLB的管理,如果访问TLB中的快表未命中，则MMU会访问主存中的页表 如果主存页表有效则将条记入TLB 如果主存页表失效则需要告诉OS缺页，请求帮助调页入主存,CPU,主存,TLB,转换 (MMU),命中?,缓存内容被改写了怎么办？,直接写: 对缓存数据修改的同时也修改下一级存储器中的相应内容。 优点：易于实现，读数据未命中不会导致写操作 缺点：处理器要等待数据写完后才能继续执行 回写: 只修改缓存中的数据，直到该数据要让出所占缓存空间时才修改下一级存储
23、器中的相应内容。这些被修改过的数据叫脏数据。 优点：处理器可先写缓存而不急于处理下一级存储器中的内容 缺点：实现复杂，读数据未命中可能会导致回写操作,部分装入和部分对换,部分装入：进程运行时仅将部分装入主存，其它的先存在辅存之中，当需要这部分信息时才调入内存。 部分对换：如果主存没有足够空间，便将主存中暂时不用的信息移到辅存上。(和对换有何不同？) 辅存作为主存的扩充，对用户而言，好像计算机系统有一个容量硕大的存储器，即“虚拟存储器”。 层次存储结构下，TLB、主存、辅存构成了二级缓冲。,请求分页式虚拟存储管理,仅装入立即使用的那些页面，执行过程中访问不在主存的页面时，则产生一个缺页中断，请求
24、系统将其从辅存调入主存，主存空间不足时则将某些页面对换到辅存之上。 每次对换的单位是什么？ 一个页面 逻辑地址如何向物理地址转换？ 同分页存储管理机制一样 查找页面时先访问哪里？ 第一级存储：TLB 需要对换页面时应该选择哪些页面？ 根据不同的页面置换算法 (如 FIFO，LRU) 如果缓存未命中怎么办？ 到下一级存储去找(内存、磁盘) 如果缓存中的数据被修改了怎么办？ 我们称这些数据为脏数据，使用回写技术,请页式虚存管理的页表,驻留标志：指示对应页是否已装入主存 辅存地址：记录页面在辅存中的位置 其它标志 修改位(M)：当一个页被修改后会置该位。该位被置也就意味着该页被调出主存时必须回写到辅
25、存上。该位也称脏数据位。 引用位(R)：该页被引用时设置，用于页面置换算法。 访问权限位(A)：限定了该页的访问权限(R,W,R/W),请求分页虚存管理地址转换过程,CPU,主存,命中?,内存中的进程页表,命中,辅存,缺页中断处理,未命中,调页,装页并 修改页表,OS,导致缺页的原因,强制性缺页 页面从未被调入进过内存 由部分装入导致，如何消除？ 预调：在这些页面被调用之前事先调入 容量不足缺页 内存空间不足所致 怎么办？ 最直接的方法：增加物理内存(但有时并不有效) 间接的方法：内存中存在多道并发进程，调整各进程的内存占用比例 策略性缺页 页面本在内存，但是中途过早地被OS按照某种算法选中并
26、淘汰。为了避免这种缺页，应采用更好的页面替换算法！,页面置换算法,置换(对换)是所有缓存都要考虑的问题 对请页式虚存管理而言，置换单位是“页面” 我们不希望页面经常在内存和辅存之间对换，那么经常使用的页面就不应该被置换出内存 FIFO(先进先出) 淘汰最早进入内存的页，也就是一个在内存中呆着最久的页 公平算法，保证每个页面占用内存时间相等，但是如果用不常用的页替换掉经常使用的页，情况将变得相当糟糕 OPT(最优置换) 淘汰一个以后不再访问的页，或是距现在最长时间后再访问的页 该算法的确是最优的，但是我们无法预测未来 RANDOM(随机置换) 每次都随机挑选一个页面淘汰，简单但是效率低下。,页面
27、置换算法(续),LRU(最近最少使用) 淘汰最近一段时间里最久未被访问的那一页 该算法依据局部性原理，在最近很少被访问的页面，在未来可能被引用的机率也不大 使用一个特殊队列实现，队列存放当前内存中的页号，队列头指向最久未访问的页，队列尾指向最近访问的页，每执行一次页面访问就做一次队列调整： 如果页面在内存中，则将该页调整到队列尾 如果发生缺页，则淘汰队列头指向的那一页,页面置换算法的评估指标,缺页中断率f 如果进程需要n页，内存页框有m块(1mn)，如果进程执行的过程中成功访问页面的次数为S，不成功的次数为F，则总的访问次数为A = S + F f = F / A 好的算法带来最低的缺页中断率
28、 影响缺页中断率的其它因素 内存页框数 页面大小 程序特性：局部性要好,实例分析：FIFO,假设一进程分为4个页面，内存有3个页框，页号引用序列为： A B C A B D A D B C B FIFO的页面置换过程如下:FIFO: 7次缺页中断 在引用D时替换掉A是个错误的决定，因为下一个要访问的正是A,B,C,B,D,A,D,B,A,C,B,A,实例分析：OPT,与FIFO相同的页面访问序列： A B C A B D A D B C B OPT的页面置换过程如下:OPT: 5次缺页中断 LRU对这个序列效果如何? 在这里是相同的，但并不总是这样!,B,C,B,D,A,D,B,A,C,B,A
29、,考虑另一个页面引用序列: A B C D A B C D A B C D LRU的置换过程如下(现在和FIFO相同):OPT算法工作的很好:,LRU什么情况下工作的糟糕？,C,B,A,D,C,B,A,D,C,B,A,D,2nd Chance(二次机会),2nd Chance FIFO算法的改进。给一些可能经常访问的页面第二次驻留内存的机会，尽管它们是最早进入队列的页面。 需要和页表中的“引用位”结合实现： “引用位”为1，表示该页最近被访问过，要被淘汰时则再给它一次机会，移到队列尾部的同时把“引用位”清0 “引用位”为0，说明该页既老又没用，它就是被淘汰的候选页面 该算法会导致队列频繁的调动
30、，若将其组织成循环队列，性能将提升。这样形成了一个仅有一根指针的钟面，我们称这种方法叫时钟算法。,Clock(时钟页面置换),钟面就是页框中存放的页号的队列循环链表 指针指向下一个将被置换的页面。 该算法与“二次机会”相同，仅实现机制不同,若指针移动速度很慢？ 说明发生缺页中断较少，或是很快就找到了淘汰页面。 若指针移动速度很快？ 说明发生了很多次缺页中断，或是大量“引用位”被置位 该算法把页面分成了两类：年青的和年老的 可以划分出更多的类吗？,实例分析：Clock,Page9 use=1,Page19 Use=1,Page1 Use=0,Page45 Use=1,Page191 Use=1,
31、Page556 Use=0,Page13 Use=0,Page67 Use=1,Page33 Use=1,Page222 Use=0,下一个帧指针,n,0,1,2,3,4,5,6,7,8,一个页替换前的缓冲区状态,Page9 use=1,Page19 Use=1,Page1 Use=0,Page45 Use=0,Page191 Use=0,Page727 Use=1,Page13 Use=0,Page67 Use=1,Page33 Use=1,Page222 Use=0,n,0,1,2,3,4,5,6,7,8,page556被page727替换后的缓冲区状态,第1页框,改进的时钟算法,利用页表
32、中的“引用位”和“修改位”，可以将页面划分成四种不同类型的页面 r=0,m=0：既没被引用也没被修改(淘汰的首选) r=1,m=0：被引用过，但未被修改 r=0,m=1：没被引用过，但被修改 r=1,m=1：既被引用过也被修改过 因为对被修改过的页面进行置换还需要加上一个回写操作，所以这类页面最好稍后置换。 扫描过程： 先淘汰掉r=0,m=0的页面 若未找到，则选择r=0,m=1的淘汰，并将所遇到的页位“引用位”清0 若还未找到，则重新回到第一步开始操作,复习：请页式虚存管理,主存,调页,OS,辅存,进程 逻辑页面,CPU,装页(有空闲页框),缺页中断处理,页面置换 清除策略 (无空闲页框),
33、复习：页面置换算法,OPT 是最优秀的，但也是无法实现的。 FIFO 保证各页面在内存中的时间相等，但很有可能将经常用到的页面置换出去。 LRU 选择最近最少使用的页面淘汰，是OPT的近似算法，但是并不是每次工作的都如OPT一样优秀。 2nd Chance/Clock 给访问过的页面一次留在内存中的机会，需要和引用位结合使用 Clock+ 利用引用位和修改位把页面划分成四种类别，先淘汰既老也无修改的页面，再淘汰老页面，同时将扫描过的页面引用位清零，至此就一定能找到一个符合条件页面淘汰。,四种算法计算的结构曲线图,页面故障率(PFF)分布图,对于容量不足导致的缺页，可以动态的调节各进程所占的页框
34、数，用一个页面故障率(PFF)来评估它。 我们的目标是把PFF控制在一个合理的范围之内 如果PFF过低，可以回收一些页框 如果PFF过高，可以多分配一些页框给它 那么如何分配页框呢？,页框分配策略,OS如何给多个并发进程分配页框？ 固定分配：进程生命周期中，页框数保持不变 可变分配：根据进程的执行情况动态更改其页框数 固定分配缺乏灵活性，但可变分配增加了OS的开销 页面置换观点： 局部：与固定分配结合使用，发生缺页中断从进程的页框中选择一个淘汰。 全局：与可变分配结合使用，OS保留若干空闲页框，缺页时从系统空闲页框中分配一个给进程。若无空闲页框，则从内存中选择一个淘汰(可能是其它进程的页面)
35、通常使用可变分配+局部置换策略,页面装入策略,请页式 通过缺页中断的方式，请求把所需页面调入内存。 优点：确保只有被访问的页面调入内存 缺点：进程执行的开始阶段缺页中断次数过多，另外每次仅调一页增加了访问磁盘的IO次数 预调式 由OS预测进程可能要访问的页面，并在使用之前先调入内存。 优点：一般是调入多个相连续的页面，节省了寻道时间，减少了磁盘IO次数 缺点：如果预测成功率不高，则执行效率会下降。 该方法一般用于进程执行的开始,页面清除策略,请页式 当一页要被淘汰且被修改过(脏页)，才把它回写辅存 不足：写出一页在读入一页之前进行，每次这种缺页都引起了两次IO操作，降低了CPU使用效率 预约式
36、 对所有更改过的页面，在淘汰他们之前批量回写辅存 不足：若刚回写一批页面，但在淘汰前又被修改了，那么此前的回写等于是白写了 页缓冲技术 淘汰的页面先不回置换回辅存，而是存在一个缓冲当中并分成两个队列：修改页面和非修改页面队列 OS不时地把脏页回写并加入非修改页面队列 非修改页面队列中的页面被再次引用时回收，或是被淘汰,抖动,抖动 进程不停地将页面换进换出，导致系统效率急剧下降！ 怎么办呢？ 加内存或是对换出一些进程！ 什么情况下会导致抖动？ 进程的页框不足以满足其某时段最少所需要的数量 我们称一个时间段内进程所需要访问的页面集合称为工作集,工作集模型,一个进程运行在时刻t- 到时刻t之间的时间
37、间隔内所访问的页面集合称为该进程的在时刻t的工作集，用W(t, )表示。 为工作集窗口尺寸。 |W(t, )|表示工作集尺寸，即最近时间内工作集中所包含页面的数目。 由于不能预知未来访问页面，只能参考过去时间内访问过的页面。 过大：参考的局部性过大，有可能包含整个进程空间 过小：参考的局部性过小，可能引起频繁缺页 if (D=|Wi| m) 抖动 (m为内存页框数),总结,动态地址转换技术：执行时将逻辑地址翻译成物理地址。 连续空间存储管理 碎片 将进程剪碎成段(不等长)或是页(等长)离散存放 页表占用空间过高 把页表再分页+部分装入 缓冲技术：用小容量高速存储器提高访问效率 谁保证它能提高效率？ 程序局部性原理：空间局部性和时间局部性 对脏数据要进行回写操作 容量扩充：用大容量存储器作为主存扩充，即虚拟存储器,总结(续),请求分页式虚拟存储管理 如何分配页面(固定/局部替换、可变/全局替换) 如何装入页面(请页、预调) 如何清除页面(请页、预约、页缓冲) 如何置换页面 FIFO LRU OPT 2nd Chance Clock/Clock+ 抖动原因，如何检测？ 查看工作集,作业与实验通知,12月5日交第四章作业 当天下午老时间、老地方做第三次实验虚存管理 做实验的同时抽查前两次实验报告情况,
