虚拟内存

博主： Xherlock
发布时间：2022 年 05 月 09 日
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4640字数
分类：操作系统

# 虚拟内存

## 硬件和控制结构

* 运行时访问地址动态转换为物理地址——一个进程可被换入或换出内存，在执行的不同时刻占据内存的不同区域
* 一个进程可以被划分为多个块（页或段），这些块不需要连续地位于内存中
* 在一个进程的执行过程中，该进程不需要所有的页或段在内存中

**常驻集（resident set）**：进程执行的任何时候都在内存的部分

所需地址不在内存中：发生缺页中断&rightarrow;OS阻塞进程（要想继续执行这个进程，OS必须把这个逻辑地址读入内存）

* 发出磁盘I/O读请求
* 在这个过程中可以调度另一个进程
* 从磁盘读入所需的块后，产生一个I/O中断，原来被阻塞的进程置为就绪态

前面要产生中断效率较低，提高系统利用率的方法有：

1. 在内存中保留多个进程：只载入每个进程的部分，在任何时刻至少有一个处于就绪态
2. 进程可以比内存的全部空间还大

对于第二种方法，增加一个虚拟内存（通常在磁盘上）

* 支持更有效的系统并发度
* 解除用户和进程之间没有必要的紧密约束

### 局部性和虚拟内存

**局部性原理**：程序和数据访问的集簇倾向

基于局部性原理 在一个短时间片内，只需要一部分进程片段，可以猜测最近可能会访问的块，表明虚存方案可行

**系统抖动（thrashing）**：一个块正好在将要用到之前换出，OS不得不很快地取回它

### 分页

每个进程有自己的页表，每个页表项（page table entry）包含与内存中的页框相对应的页框号

P位：所对应的页是否在内存中	M位：相应页的内容从上次装入内存到现在是否已改变

未改变时，则在需要换出该页（写入磁盘）时，无需用页框中的内容更新该页

![image-20220508193807458.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/3060864885.png)

分页的地址转换系统

![image-20220508194353301.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/2352536403.png)

页表太大时会占用太多主存，因此大多数页表存储在虚存中，部分页表存在主存中

**32位地址的两级页表方案**

![image-20220508195044449.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/3282080249.png)

虚拟地址前10位检索根页表，中间10位检索用户页表项页

前面的页表缺点是：页表大小与虚拟地址空间大小成正比；故采用反向页表（inverted page table），将虚拟地址中的页号用一个简单的散列函数映射到为hash值，指向反向页表；这样页表的大小只与实存相关

**反向页表包括**

* 页号：虚拟地址的页号
* 进程标志符
* 控制位
* 链指针

![image-20220508200155372.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/4198278492.png)

原则上每次虚存访问会导致2次物理内存访问：一次取页表项，一次取数据（内存访问时间加倍）

为克服这个问题，为页表项使用一个特殊的高速缓存称为TLB，包含有最近用过的页表项

**给一个虚拟地址后的步骤**

1. 检查TLB，命中则得到页框号并形成实地址；若未命中则用页号去检索进程的页表
2. 检查页是否在内存中，不在产生缺页错误；在，从页表中得到页框号并形成实地址，同时更新TLB（包含这个新页表项）

![image-20220508202801059.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/1499030881.png)

![image-20220508202820526.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/983469463.png)

![image-20220508203007173.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/1981453355.png)

**页尺寸/大小**

* 页越小，内部碎片越少
* 页越小，每个进程需要的页数量越多，页表更大（对大程序来说，部分页表在虚存中而非内存中）

![image-20220508205838649.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/566914729.png)

**图a解释**

页尺寸小时，每个进程在内存中有较多的页，一段时间后内存中的页都包含有最近访问的部分，缺页率较低

页尺寸增加时，每页包含的单元和任何一个最近访问过的单元越来越远，局部性原理被削弱，缺页率开始增长

当页尺寸接近整个进程大小时，缺页率下降

**图b解释**

缺页率还取决于分配给一个进程的页框的数量，越多缺页率越低

### 分段

段的大小不等且动态分配，内存访问以段号和偏移量的形式组成地址

优点：

* 简化了对不断增长的数据结构的处理
* 允许程序独立地改变或重新编译
* 有助于进程间的共享
* 有助于保护

每个进程有自己的段表，每个段表包含段在内存中的**起始地址和段的长度**，也有存在位和修改位

![image-20220508211044085.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/1164094587.png)

![image-20220508211100747.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/06/3791933450.png)

### 段页式

* 分页对程序员是透明的，消除了外部碎片
* 分段对程序员是可见的，具有分段的优点
* 段页式每段分为固定大小的页，每个进程有一个段表和多个页表，每个段有一个页表

![image-20220508212109277.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/4071133510.png)

![image-20220508212131747.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/996719747.png)

## OS软件

### 读取策略

读取策略决定某页何时取入内存，常用的方法是**请求分页式（demand paging）**和**预先分页式（prepaging）**

请求分页式：只有当访问到某页的一个单元时才将该页取入内存

预先分页式：读取的页并非缺页中断请求的页，利用了大多数辅存设备有寻道时间和合理的延迟的特性

### 放置策略

放置策略决定一个进程块驻留在实存的什么位置

### 置换策略

置换策略决定置换当前内存中的哪一页，目标是移出最近最不可能访问的页（预测将来行为）

**页框锁定**（frame locking）：一个页框被锁定时，当前保存在该页框中的页不能被置换

eg：OS内核、重要控制结构、I/O缓冲区

**基本算法**

* OPT（optimal，最佳）：选择置换下次访问距当前时间最长的那些页，导致的缺页中断最少，但要求OS必须知道将来发生的事，不可能实现
* LRU（least recently used，最近最少使用）：置换内存中最长时间未被引用的页（也是最近最不可能访问到的页），难以实现，加了时间戳后开销很大
* FIFO（first in first out，先进先出）：把分配给进程的页框视为一个循环缓冲区，并按循环方式移动页，只需要一个指针，实现简单，隐含逻辑是置换驻留在内存中时间最长的页（但通常推断错误，需要反复换入换出某些页）
* Clock（时钟策略）：为每个页框关联一个使用位（use bit）的附加位。当某页首次装入内存时，使用位置1；该页随后被访问时，使用位也会置1；当需要置换页时，第一个遇到的页框使用位为0的被置换；在搜寻置换的页过程中，每个使用位为1的被置为0

![重点](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/1242428493.png)

（星号表示使用位为1）

![image-20220509111600796.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/1101314155.png)

在时钟策略中考虑修改位（m），与使用位（u）一起有四种情况：

* u=0，m=0
* u=1，m=0
* u=0，m=1
* u=1，m=1

修改算法为：

1. 从指针当前位置出发，扫描页框缓冲区，扫描过程中不对使用位做修改，选择遇到的第一个页框u=m=0的用于置换
2. 若第一步失败，重新扫描，查找u=0，m=1的页框，选择第一个遇到的用于置换
3. 若第二步失败，指针回到最初位置，，所有页框使用位置0，重复第一步

**页缓冲**

使用FIFO的置换算法时，FIFO存在的问题是置换一个被修改过的页，代价比置换未被修改的页的代价要大，因为前者需要写回辅存

故采用页缓冲：不丢弃置换出的页，而是分配到：

* 空闲页链表：未被修改
* 修改页链表：已被修改

### 驻留集管理

对于分页式虚存，准备执行时不需要也没必要把一个进程的所有页都读入内存，因此OS必须决定读取多少页，并分配相应的内存空间

* 固定分配策略：为一个进程分配固定数量的页框
* 可变分配策略：允许分配给一个进程的页框在该进程的生命周期中不断的发生变化

**置换范围**

* 局部置换：仅在产生这次缺页的进程的驻留页中选择
* 全局置换：把内存中所有未被锁定的页都作为置换的候选页

**三种驻留集管理方案**

* 固定分配+局部置换：事先确定分配给进程的总页框数，分配过少缺页率很高，分配过多内存中只能又很少的几个程序
* 可变分配+全局置换：最容易实现，被很多OS采用
* 可变分配+局部置换：

### 清除策略

清除策略用于确定何时将已修改的一页写回辅存

* 请求式清除：只有当一页被选择用于置换时才被写回辅存
* 预约式清除：将已修改的多页在需要它们所占据的页框之前成批写回辅存

### 加载控制

* 决定驻留在内存中的进程数目
* 太少，所有进程都处于阻塞态的概率较大，用于时间增加
* 太多，导致系统抖动

最后修改：2022 年 06 月 23 日

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顶点软件
你写得非常清晰明了，让我很容易理解你的观点。
mars
博主你好，请问怎么知道的alloc函数属于Buffer下的方法...
lj
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Mr.Guan
:@(赞一个)
Typecho
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虚拟内存

Xherlock • 2022 年 05 月 09 日

# 虚拟内存

## 硬件和控制结构

**常驻集（resident set）**：进程执行的任何时候都在内存的部分

所需地址不在内存中：发生缺页中断&rightarrow;OS阻塞进程（要想继续执行这个进程，OS必须把这个逻辑地址读入内存）

* 发出磁盘I/O读请求
* 在这个过程中可以调度另一个进程
* 从磁盘读入所需的块后，产生一个I/O中断，原来被阻塞的进程置为就绪态

前面要产生中断效率较低，提高系统利用率的方法有：

1. 在内存中保留多个进程：只载入每个进程的部分，在任何时刻至少有一个处于就绪态
2. 进程可以比内存的全部空间还大

对于第二种方法，增加一个虚拟内存（通常在磁盘上）

* 支持更有效的系统并发度
* 解除用户和进程之间没有必要的紧密约束

### 局部性和虚拟内存

**局部性原理**：程序和数据访问的集簇倾向

基于局部性原理 在一个短时间片内，只需要一部分进程片段，可以猜测最近可能会访问的块，表明虚存方案可行

**系统抖动（thrashing）**：一个块正好在将要用到之前换出，OS不得不很快地取回它

### 分页

每个进程有自己的页表，每个页表项（page table entry）包含与内存中的页框相对应的页框号

P位：所对应的页是否在内存中	M位：相应页的内容从上次装入内存到现在是否已改变

未改变时，则在需要换出该页（写入磁盘）时，无需用页框中的内容更新该页

![image-20220508193807458.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/3060864885.png)

分页的地址转换系统

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页表太大时会占用太多主存，因此大多数页表存储在虚存中，部分页表存在主存中

**32位地址的两级页表方案**

![image-20220508195044449.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/3282080249.png)

虚拟地址前10位检索根页表，中间10位检索用户页表项页

**反向页表包括**

* 页号：虚拟地址的页号
* 进程标志符
* 控制位
* 链指针

![image-20220508200155372.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/4198278492.png)

原则上每次虚存访问会导致2次物理内存访问：一次取页表项，一次取数据（内存访问时间加倍）

为克服这个问题，为页表项使用一个特殊的高速缓存称为TLB，包含有最近用过的页表项

**给一个虚拟地址后的步骤**

![image-20220508202801059.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/1499030881.png)

![image-20220508202820526.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/983469463.png)

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**页尺寸/大小**

* 页越小，内部碎片越少
* 页越小，每个进程需要的页数量越多，页表更大（对大程序来说，部分页表在虚存中而非内存中）

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**图a解释**

页尺寸小时，每个进程在内存中有较多的页，一段时间后内存中的页都包含有最近访问的部分，缺页率较低

页尺寸增加时，每页包含的单元和任何一个最近访问过的单元越来越远，局部性原理被削弱，缺页率开始增长

当页尺寸接近整个进程大小时，缺页率下降

**图b解释**

缺页率还取决于分配给一个进程的页框的数量，越多缺页率越低

### 分段

段的大小不等且动态分配，内存访问以段号和偏移量的形式组成地址

优点：

* 简化了对不断增长的数据结构的处理
* 允许程序独立地改变或重新编译
* 有助于进程间的共享
* 有助于保护

每个进程有自己的段表，每个段表包含段在内存中的**起始地址和段的长度**，也有存在位和修改位

![image-20220508211044085.png](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/1164094587.png)

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### 段页式

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## OS软件

### 读取策略

读取策略决定某页何时取入内存，常用的方法是**请求分页式（demand paging）**和**预先分页式（prepaging）**

请求分页式：只有当访问到某页的一个单元时才将该页取入内存

预先分页式：读取的页并非缺页中断请求的页，利用了大多数辅存设备有寻道时间和合理的延迟的特性

### 放置策略

放置策略决定一个进程块驻留在实存的什么位置

### 置换策略

置换策略决定置换当前内存中的哪一页，目标是移出最近最不可能访问的页（预测将来行为）

**页框锁定**（frame locking）：一个页框被锁定时，当前保存在该页框中的页不能被置换

eg：OS内核、重要控制结构、I/O缓冲区

**基本算法**

![重点](http://xherlock.top/usr/uploads/2022/05/1242428493.png)

（星号表示使用位为1）

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在时钟策略中考虑修改位（m），与使用位（u）一起有四种情况：

* u=0，m=0
* u=1，m=0
* u=0，m=1
* u=1，m=1

修改算法为：

**页缓冲**

使用FIFO的置换算法时，FIFO存在的问题是置换一个被修改过的页，代价比置换未被修改的页的代价要大，因为前者需要写回辅存

故采用页缓冲：不丢弃置换出的页，而是分配到：

* 空闲页链表：未被修改
* 修改页链表：已被修改

### 驻留集管理

对于分页式虚存，准备执行时不需要也没必要把一个进程的所有页都读入内存，因此OS必须决定读取多少页，并分配相应的内存空间

* 固定分配策略：为一个进程分配固定数量的页框
* 可变分配策略：允许分配给一个进程的页框在该进程的生命周期中不断的发生变化

**置换范围**

* 局部置换：仅在产生这次缺页的进程的驻留页中选择
* 全局置换：把内存中所有未被锁定的页都作为置换的候选页

**三种驻留集管理方案**

### 清除策略

清除策略用于确定何时将已修改的一页写回辅存

* 请求式清除：只有当一页被选择用于置换时才被写回辅存
* 预约式清除：将已修改的多页在需要它们所占据的页框之前成批写回辅存

### 加载控制

* 决定驻留在内存中的进程数目
* 太少，所有进程都处于阻塞态的概率较大，用于时间增加
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