7操作系统课件.ppt

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1、第七章    虚拟存储器管理主要内容虚拟存储器的概念请求分页存储管理请求分段虚拟存储管理请求段页式虚拟存储管理为什么要引入虚拟存储器?实存管理：必须为进程分配足够的空间，装入全部信息，即使对换，也是针对整个进程（一次性，驻留性）存在问题：进程运行时不用的，或暂时不用的，或某种条件下才用的程序和数据，全部驻留于主存是对宝贵的存储资源的浪费；主存资源不够用怎么办？解决方法：部分装入，部分替换部分装入：不必装入进程的全部信息，仅将当前使用部分先装入主存，其余部分存放在磁盘中，待使用时系统自动将其装进来。当进程所访问的程序和数

2、据在主存时，可顺利执行；如果不在主存，系统自动将这部分信息从外存装入内存部分替换：如果没有足够的空闲物理空间，便把主存中暂时不用的信息移至磁盘通过部分装入和部分替换：当主存空间小于进程的需要量时，进程也能运行；当多个进程的总长超出主存总容量时，也可将进程全部装入主存，实现多道程序运行所有这些“部分换入换出”对用户完全是透明的，用户编程时不必考虑物理空间的实际容量，允许用户的逻辑地址空间大于主存物理地址空间，用户感觉到的是比实际物理内存大的多的主存——虚拟存储器虚拟内存实现基础：局部性原理早在1968年，Denning.

3、P就曾指出：(1)程序执行时，除了少部分的转移和过程调用指令外，在大多数情况下仍是顺序执行的。(2)过程调用将会使程序的执行轨迹由一部分区域转至另一部分区域，但经研究看出，过程调用的深度在大多数情况下都不超过5。(3)程序中存在许多循环结构，这些虽然只由少数指令构成，但是它们将多次执行。(4)程序中还包括许多对数据结构的处理，如对数组进行操作，它们往往都局限于很小的范围内。(5)程序中有些部分彼此互斥，不是每次运行都用到程序局部性原理：在一段时间内一个程序的执行往往呈现出高度的局部性（聚集成群），表现在时间与空间两方面

4、（一）时间局部性：一条指令被执行了，则在不久的将来它可能再被执行（指令在一定时间执行）（二）空间局部性：若某一存储单元被使用，则在一定时间内，与该存储单元相邻的单元可能被使用（程序使用一定的空间）虚拟内存实现基础：局部性原理虚拟存储器的定义在具有层次结构存储器的计算机系统中，自动实现部分装入和部分替换（单位是页或段）功能，能从逻辑上为用户提供一个比物理主存容量大的多的、可寻址的“主存储器”，对用户隐蔽了可用物理存储器的容量和具体操作细节。虚拟存储器的组织形式硬盘的这部分特殊区域称作对换区虚拟存储器支持虚存的物质基础：一

5、定的主存，存放正在运行的一部分信息；一部分外存，作为主存的补充；地址变换机构，以实现程序的虚地址向实地址的转换虚拟存储器的容量（即给进程提供的逻辑地址空间）由CPU的地址长度决定，与实际内存的大小没有关系例如：如果计算机系统的地址为32位，则可寻址的范围为0～4G；如果计算机系统的地址为20位，则可寻址的范围为0～1M。计算机系统的可寻址范围为虚拟存储器的最大范围。而物理内存一般是小于虚拟存储大小的主要内容虚拟存储器的概念请求分页虚拟存储管理请求分段虚拟存储管理请求段页式虚拟存储管理什么是请求分页存储管理？请求式分页也

6、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，而是装入一个或零个页面，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，以便装入新的页面需要解决的问题系统需要解决下面三个问题：系统如何获知进程当前所需页面不在主存当发现缺页时，如何把所缺页面调入主存。当主存中没有空闲的页框时，为了要接受一个新页，需要把老的一页淘汰出去，根据什么策略选择欲淘汰的页面。请求分页的硬件支撑（MMU）请求分页存储管理需要底层硬件的支撑

7、来完成，即MMU(主存管理部件)，负责地址转换和存储保护MMU由一组集成电路芯片组成，逻辑地址作为输入，物理地址作为输出，直接送达总线请求分页的硬件支撑（MMU）MMU的主要功能（1）管理硬件页表基址寄存器（2）分解逻辑地址（3）管理快表（4）访问页表（5）发出相应中断（6）管理特征位CPUMMU内存CPU把逻辑地址送至MMUMMU把物理地址送至主存CPU送入的逻辑地址(8196)0010000000000100110000000000100MMU送出的物理地址(24580)0010110011211013000141

8、0015011160000700008101190000…页号页框号在主存否MMU的位置、功能页描述子的扩充页号、驻留位、内存块号、访问位、修改位、访问权限位、外存地址等（1）驻留位：表示该页是在内存还是在外存（2）访问位：表示该页最近被访问过，根据访问位来决定淘汰哪页（3）修改位：查看此页是否在内存中被修改过（4）访问权限位：限