ch5(6-7)虚拟存储管理1.ppt

请求分页系统的性能分析 缺页率对有效访问时间的影响 ： 有效访问时间：设p为缺页率，t为存储器访问时间，则有效访问时间为： 有效访问时间=（1－p）×t+p×缺页中断时间 缺页中断时间的组成：缺页中断时间主要由三部分组成： 缺页中断服务时间； 将所缺的页读入的时间； 进程重新执行时间。 请求分页系统的性能分析 缺页中断率对访问时间的影响：其中缺页中断服务时间和进程重新执行时间之和可以不超过1ms,而将一磁盘块读入内存的时间大概是24ms。所以缺页中断时间约为25ms。如果存储器的平均访问时间为100 ns，于是可得： 有效访问时间=（1－p）× 0.1+p×25000 =0.1+24999.9p 如果希望在缺页时，仅使有效访问时间延长不超过10%，则可计算出缺页率p 0.1×(1+10%)?0.1+24999.9p 即 请求分页系统的性能分析 由此可知，要求在2500000次的访问中，才发生一次缺页，即请求分页式存储管理应保持非常低的缺页率，否则将使程序的执行速度受到严重影响。此外，提高磁盘I/O速度，对改善请求分页系统的性能至关重要。为此，应选用高速磁盘和高速磁盘接口。 请求分页系统的性能分析 工作集： 物理块数对缺页率的影响：虽然存在Belady异常现象，但是一般而言，分给进程的物理块数越多，缺页率也相应下降。下图是缺页率与进程分得的物理块数n之间的关系曲线。从图中可以看出，缺页率随着物理块数的增加而单调递减。并在所分得的物理块数较少处，出现了一个拐点。在拐点以左时，物理块数的减少会明显地影响到缺页率；而在拐点以右，物理块数的增加对缺页率没有明显影响。一般来说，为进程分配的物理块数，应该在拐点附近。 请求分页系统的性能分析 拐点 物理块数 n 缺页率 请求分页系统的性能分析 工作集：工作集就是进程在某段时间段Δ里实际要访问的页面的集合。具体地说，运行进程在时间t－Δ到t这个时间段内所访问的页面的集合称为该进程在时间t的工作集，记为，变量Δ称为工作集“窗口尺寸”（Windows Size）。通常还把工作集中所包含的页面数称为“工作集尺寸”。 5.6.3 请求分段式存储管理方式 请求分段存储管理系统是在分段存储管理系统的基础上实现的虚拟存储器。它以段为单位进行换入换出。在程序运行之前不必调入所有的段，而只调入若干个段，便可启动运行。当所访问的段不在内存时可请求操作系统将所缺的段调入内存。为实现请求分段存储管理，与请求分页存储管理类似，需要硬件的支持和相应的软件。 （1）请求分段存储管理的基本概念 基本原理：在请求分段式存储管理系统中，进程运行之前一部分段装入内存，另外一部分段则装入外存。在进程运行过程中，如果所访问的段不在内存中，则发生缺段中断，进入操作系统，由操作系统进行段的动态调度。 段表机制：请求分段的段表是在纯分段的段表机制的基础上形成的。需在段表中增加若干项，供程序在换进换出时参考。下面所示是一请求分段系统中的段表： 段名 段长 段基址 存取方式 访问字段 修改位 存在位 增补位 外存地址 存取方式：用于标识本段的存取属性，存取属性包括只执行、只读还是读/写； 请求分段存储管理的基本概念 存取方式：用于标识本段的存取属性，存取属性包括只执行、只读还是读/写； 访问字段：用于记录该段在一段时间内被访问的次数，或最近已有多长时间未被访问，供置换算法选择段时参考； 修改位：表示该段在调入内存后是否被修改过。由于内存中的每一段都在外存上保留一个副本，因此，若未被修改，在置换该段时就不需将该段写回到磁盘上，以减少系统的开销和启动磁盘的次数；若已被修改，则必须将该段重写回磁盘上，以保证磁盘上所保留的始终是最新副本； 请求分段存储管理的基本概念 存在位：说明本段是否已调入内存； 增补位：用于表示本段在运行过程中，是否进行过动态增长； 外存地址：用于指出该段在外存上的起始地址，通常是起始物理块号，供调入该段时使用。 请求分段存储管理的基本概念 请求分段存储管理系统的示意图： 200K 存储空间 0 30K 90K 150K (MAIN)=0 20K （X）=1 8K （S）=3 10K 作业空间 10K 0 （S）=3 12K 0 （D）=2 8K 0 （X）=1 20K 0 （MAIN）=0 状态 段表 基址 段长 段号 20K 0 30K 8K 1 90K 12K 2 150K 10K 3 200K 0 0 1 0 请求分段存储管理的基本概念 地址变换机构：请求分段系统中的地