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虚拟存储器
　　　　5.1 虚拟存储器概述
　　第四章所介绍的各种存储器管理方式有一个共同的特点，即它们都要求将一个作业全部装入内
存后方能运行。于是，出现了下面这样两种情况：
　　(1) 有的作业很大，其所要求的内存空间超过了内存总容量，作业不能全部被装入内存，致使该
作业无法运行；
　　(2) 有大量作业要求运行，但由于内存容量不足以容纳所有这些作业，只能将少数作业装入内存
让它们先运行，而将其它大量的作业留在外存上等待
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5.1.1 常规存储管理方式的特征和局部性原理
　　1. 常规存储器管理方式的特征
　　我们把前一章中所介绍的各种存储器管理方式统称为传统存储器管理方式，它们全都具有如下
两个共同的特征：
　　(1) 一次性
　　(2) 驻留性
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　　2. 局部性原理
　　程序运行时存在的局部性现象，很早就已被人发现，但直到1968年，P.Denning才真正指出：
程序在执行时将呈现出局部性规律，即在一较短的时间内，程序的执行仅局限于某个部分，相应地，
它所访问的存储空间也局限于某个区域。
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　　　局限性又表现在下述两个方面：
　　(1) 时间局限性。
　　(2) 空间局限性。
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　　3. 虚拟存储器的基本工作情况
　　基于局部性原理可知，应用程序在运行之前没有必要将之全部装入内存，而仅须将那些当前要
运行的少数页面或段先装入内存便可运行，其余部分暂留在盘上。
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5.1.2 虚拟存储器的定义和特征
　　1. 虚拟存储器的定义
　　当用户看到自己的程序能在系统中正常运行时，他会认为，该系统所具有的内存容量一定比自
己的程序大，或者说，用户所感觉到的内存容量会比实际内存容量大得多。但用户所看到的大容量
只是一种错觉，是虚的，故人们把这样的存储器称为虚拟存储器。
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　　2. 虚拟存储器的特征
　　与传统的存储器管理方式比较，虚拟存储器具有以下三个重要特征：
　　(1) 多次性。
　　(2) 对换性。
　　(3) 虚拟性。
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5.1.3 虚拟存储器的实现方法
　　1. 分页请求系统
　　1) 硬件支持
　　主要的硬件支持有：
　　(1) 请求分页的页表机制。
　　(2) 缺页中断机构。
　　(3) 地址变换机构。
　　2) 实现请求分页的软件
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　　2. 请求分段系统
　　1) 硬件支持
　　主要的硬件支持有：
　　(1) 请求分段的段表机制。
　　(2) 缺页中断机构。
　　(3) 地址变换机构。
　　2) 软件支持
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5.2 请求分页存储管理方式
5.2.1 请求分页中的硬件支持
　　为了实现请求分页，系统必须提供一定的硬件支持。计算机系统除了要求一定容量的内存和外
存外，还需要有请求页表机制、缺页中断机构以及地址变换机构。
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　　1. 请求页表机制
　　在请求分页系统中需要的主要数据结构是请求页表，其基本作用仍然是将用户地址空间中的逻
辑地址映射为内存空间中的物理地址。为了满足页面换进换出的需要，在请求页表中又增加了四个
字段。这样，在请求分页系统中的每个页表应含以下诸项：
页号 物理块号 状态位 P 访问字段 A 修改位 M 外存地址
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　　2. 缺页中断机构
　　(1) 在指令执行期间产生和处理中断信号。
　　(2) 一条指令在执行期间可能产生多次缺页中断。
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3. 地址变换机构
　　请求分页系统中的地址变换机构是在分页系统地址变换机构的基础上，为实现虚拟存储器，再
增加了某些功能所形成的，如产生和处理缺页中断，以及从内存中换出一页的功能等等。
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5.2.3 页面调入策略
　　为使进程能够正常运行，必须事先将要执行的那部分程序和数据所在的页面调入内存。现在的
问题是：
　　(1) 系统应在何时调入所需页面；
　　(2) 系统应从何处调入这些页面；
　　(3) 是如何进行调入的。
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　　1. 何时调入页面
　　(1) 预调页策略。
　　(2) 请求调页策略。
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　　2. 从何处调入页面
　　(1) 系统拥有足够的对换区空间，这时可以全部从对换区调入所需页面，以提高调页速度。
　　(2) 系统缺少足够的对换区空间，这时凡是不会被修改的文件，都直接从文件区调入；而当换出
这些页面时，由于它们未被修改，则不必再将它们重写到磁盘(换出)，以后再调入时，仍从文件区直
接调入。但对于那些可能被修改的部分，在将它们换出时便须调到对换区，以后需要时再从对换区
调入。
　　(3) UNIX方式。
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　　3. 页面调入过程
　　每当程序所要访问的页面未在内存时(存在位为“0”)，便向CPU发出一缺页中断，中断处理程
序首先保留CPU环境，分析中断原因后转入缺页中断处理程序。
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　　4. 缺页率
　　假设一个进程的逻辑空间为n页，系统为其分配的内存物理块数为m(m≤n)。如果在进程的运行
过程中，访问页面成功(即所访问页面在内存中)的次数为S，访问页面失败(即所访问页面不在内存中，
需要从外存调入)的次数为F，则该进程总的页面访问次数为A = S + F，那么该进程在其运行过程中
的缺页率即为
f F
A
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　　事实上，在缺页中断处理时，当由于空间不足，需要置换部分页面到外存时，选择被置换页面
还需要考虑到置换的代价，如页面是否被修改过。没有修改过的页面可以直接放弃，而修改过的页
面则必须进行保存，所以处理这两种情况时的时间也是不同的。假设被置换的页面被修改的概率是
β，其缺页中断处理时间为ta，被置换页面没有被修改的缺页中断时间为tb，那么，缺页中断处理时
间的计算公式为
t=β×ta+(1—β)×tb
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　　　　　5.3 页面置换算法
　　在进程运行过程中，若其所要访问的页面不在内存，而需把它们调入内存，但内存已无空闲空
间时，为了保证该进程能正常运行，系统必须从内存中调出一页程序或数据送到磁盘的对换区中。
但应将哪个页面调出，须根据一定的算法来确定。通常，把选择换出页面的算法称为页面置换算法
(Page-Replacement Algorithms)。置换算法的好坏将直接影响到系统的性能。
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5.3.1 最佳置换算法和先进先出置换算法
　　1. 最佳(Optimal)置换算法
　　最佳置换算法是由Belady于1966年提出的一种理论上的算法。其所选择的被淘汰页面将是以后
永不使用的，或许是在最长(未来)时间内不再被访问的页面。采用最佳置换算法通常可保证获得最低
的缺页率。但由于人们目前还无法预知，一个进程在内存的若干个页面中，哪一个页面是未来最长
时间内不再被访问的，因而该算法是无法实现的，但可以利用该算法去评价其它算法。
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图5-3　利用最佳页面置换算法时的置换图
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　　2. 先进先出(FIFO)页面置换算法
　　FIFO算法是最早出现的置换算法。该算法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。该算法实现简单，只需把一个进程已调入内存的页面按先后次序链接成
一个队列，并设置一个指针，称为替换指针，使它总是指向最老的页面。但该算法与进程实际运行
的规律不相适应，因为在进程中，有些页面经常被访问，比如，含有全局变量、常用函数、例程等
的页面，FIFO算法并不能保证这些页面不被淘汰。
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　　图5-4 利用FIFO置换算法时的置换图
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5.3.2 最近最久未使用和最少使用置换算法
　　1. LRU(Least Recently Used)置换算法的描述
　　FIFO置换算法的性能之所以较差，是因为它所依据的条件是各个页面调入内存的时间，而页面
调入的先后并不能反映页面的使用情况。最近最久未使用(LRU)的页面置换算法是根据页面调入内存
后的使用情况做出决策的。
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图5-5　LRU页面置换算法
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　　3. 最少使用(Least Frequently Used，LFU)置换算法
　　在采用LFU算法时，应为在内存中的每个页面设置一个移位寄存器，用来记录该页面被访问的
频率。该置换算法选择在最近时期使用最少的页面作为淘汰页。
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5.3.3 Clock置换算法
　　1. 简单的Clock置换算法
　　当利用简单Clock算法时，只需为每页设置一位访问位，再将内存中的所有页面都通过链接指针
链接成一个循
环队列。
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图5-8　简单Clock置换算法的流程和示例
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　　2. 改进型Clock置换算法
　　在将一个页面换出时，如果该页已被修改过，便须将该页重新写回到磁盘上；但如果该页未被
修改过，则不必将它拷回磁盘。换而言之，对于修改过的页面，在换出时所付出的开销比未修改过
的页面大，或者说，置换代价大。在改进型Clock算法中，除须考虑页面的使用情况外，还须再增加
一个因素——置换代价。
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　　　 5.5 请求分段存储管理方式
5.5.1 请求分段中的硬件支持
　　为了实现请求分段式存储管理，应在系统中配置多种硬件机构，以支持快速地完成请求分段功
能。与请求分页系统相似，在请求分段系统中所需的硬件支持有段表机制、缺段中断机构，以及地
址变换机构。
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　　1. 请求段表机制
　　在请求分段式管理中所需的主要数据结构是请求段表。在该表中除了具有请求分页机制中有的
访问字段A、修改位M、存在位P和外存始址四个字段外，还增加了存取方式字段和增补位。这些字
段供程序在调进、调出时参考。下面给出请求分段的段表项。
段名 段长 段基址 存取方式 访问字段 A 修改位 M 存在位 P 增补位 外存始址
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　　2. 缺段中断机构
　　在请求分段系统中采用的是请求调段策略。每当发现运行进程所要访问的段尚未调入内存时，
便由缺段中断机构产生一缺段中断信号，进入OS后，由缺段中断处理程序将所需的段调入内存。与
缺页中断机构类似，缺段中断机构同样需要在一条指令的执行期间产生和处理中断，以及在一条指
令执行期间，可能产生多次缺段中断。但由于分段是信息的逻辑单位，因而不可能出现一条指令被
分割在两个分段中，和一组信息被分割在两个分段中的情况。缺段中断的处理过程如图5-12所示。
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　　3. 地址变换机构
　　请求分段系统中的地址变换机构是在分段系统地址变换机构的基础上形成的。因为被访问的段
并非全在内存，所以在地址变换时，若发现所要访问的段不在内存，必须先将所缺的段调入内存，
并修改段表，然后才能再利用段表进行地址变换。为此，在地址变换机构中又增加了某些功能，如
缺段中断的请求及处理等。图5-13示出了请求分段系统的地址变换过程。
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5.5.2 分段的共享与保护
　　1. 共享段表
　　(1) 共享进程计数count。
　　(2) 存取控制字段。
　　(3) 段号。
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　　2. 共享段的分配与回收
　　1) 共享段的分配
　　2) 共享段的回收
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　　3. 分段保护
　　在分段系统中，由于每个分段在逻辑上是相对独立的，因而比较容易实现信息保护。目前，常
采用以下几种措施来确保信息的安全。
　　1) 越界检查
　　2) 存取控制检查
　　3) 环保护机构
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