传统存储管理方式的特征

上一节所讨论的各种内存管理策略都是为了同时将多个进程保存在内存中以便允许多道程序设计。它们都具有以下两个共同的特征：

1) 一次性

作业必须一次性全部装入内存后，方能开始运行。这会导致两种情况发生：

当作业很大，不能全部被装入内存时，将使该作业无法运行；

当大量作业要求运行时，由于内存不足以容纳所有作业，只能使少数作业先运行，导致多道程序度的下降。

2) 驻留性

作业被装入内存后，就一直驻留在内存中，其任何部分都不会被换出，直至作业运行结束。运行中的进程，会因等待I/O而被阻塞，可能处于长期等待状态。

由以上分析可知，许多在程序运行中不用或暂时不用的程序（数据）占据了大量的内存空间，而一些需要运行的作业又无法装入运行，显然浪费了宝贵的内存资源。

局部性原理

要真正理解虚拟内存技术的思想，首先必须了解计算机中著名的局部性原理。

著名的 Bill Joy (SUN公司CEO)说过：”在研究所的时候，我经常开玩笑地说高速缓存是计算机科学中唯一重要的思想。事实上，髙速缓存技术确实极大地影响了计算机系统的设计。“快表、页高速缓存以及虚拟内存技术从广义上讲，都是属于高速缓存技术。这个技术所依赖的原理就是局部性原理。局部性原理既适用于程序结构，也适用于数据结构（更远地讲，Dijkstra 著名的关于“goto语句有害”的论文也是出于对程序局部性原理的深刻认识和理解）。

时间与空间

局部性原理表现在以下两个方面：

时间局部性：如果程序中的某条指令一旦执行，不久以后该指令可能再次执行；如果某数据被访问过，不久以后该数据可能再次被访问。产生时间局部性的典型原因，是由于在程序中存在着大量的循环操作。

空间局部性：一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也将被访问，即程序在一段时间内所访问的地址，可能集中在一定的范围之内，这是因为指令通常是顺序存放、顺序执行的，数据也一般是以向量、数组、表等形式簇聚存储的。

时间局部性是通过将近来使用的指令和数据保存到高速缓存存储器中，并使用高速缓存的层次结构实现。

空间局部性通常是使用较大的高速缓存，并将预取机制集成到高速缓存控制逻辑中实现。

虚拟内存技术实际上就是建立了 “内存一外存”的两级存储器的结构，利用局部性原理实现髙速缓存。

虚拟存储器的定义和特征

基于局部性原理，在程序装入时，可以将程序的一部分装入内存，而将其余部分留在外存，就可以启动程序执行。

在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统将所需要的部分调入内存,然后继续执行程序。

另一方面，操作系统将内存中暂时不使用的内容换出到外存上，从而腾出空间存放将要调入内存的信息。

这样，系统好像为用户提供了一个比实际内存大得多的存储器，称为虚拟存储器。

之所以将其称为虚拟存储器，是因为这种存储器实际上并不存在，只是由于系统提供了部分装入、请求调入和置换功能后（对用户完全透明），给用户的感觉是好像存在一个比实际物理内存大得多的存储器。

存储器的特征

虚拟存储器的大小由计算机的地址结构决定，并非是内存和外存的简单相加。虚拟存储器有以下三个主要特征：

多次性，是指无需在作业运行时一次性地全部装入内存，而是允许被分成多次调入内存运行。

对换性，是指无需在作业运行时一直常驻内存，而是允许在作业的运行过程中，进行换进和换出。

虚拟性，是指从逻辑上扩充内存的容量，使用户所看到的内存容量，远大于实际的内存容量。

虚拟内存技术的实现

虚拟内存中，允许将一个作业分多次调入内存。

釆用连续分配方式时，会使相当一部分内存空间都处于暂时或“永久”的空闲状态，造成内存资源的严重浪费，而且也无法从逻辑上扩大内存容量。

因此，虚拟内存的实需要建立在离散分配的内存管理方式的基础上。虚拟内存的实现有以下三种方式：

请求分页存储管理。
请求分段存储管理。
请求段页式存储管理。

硬件支持

不管哪种方式，都需要有一定的硬件支持。

一般需要的支持有以下几个方面：

一定容量的内存和外存。

页表机制（或段表机制），作为主要的数据结构。

中断机构，当用户程序要访问的部分尚未调入内存，则产生中断。

地址变换机构，逻辑地址到物理地址的变换。

请求分页管理方式实现虚拟内存

请求分页系统建立在基本分页系统基础之上，为了支持虚拟存储器功能而增加了请求调页功能和页面置换功能。

请求分页是目前最常用的一种实现虚拟存储器的方法。

在请求分页系统中，只要求将当前需要的一部分页面装入内存，便可以启动作业运行。

在作业执行过程中，当所要访问的页面不在内存时，再通过调页功能将其调入，同时还可以通过置换功能将暂时不用的页面换出到外存上，以便腾出内存空间。

为了实现请求分页，系统必须提供一定的硬件支持。除了需要一定容量的内存及外存的计算机系统，还需要有页表机制、缺页中断机构和地址变换机构。

页表机制

请求分页系统的页表机制不同于基本分页系统，请求分页系统在一个作业运行之前不要求全部一次性调入内存，因此在作业的运行过程中，必然会出现要访问的页面不在内存的情况，如何发现和处理这种情况是请求分页系统必须解决的两个基本问题。

为此，在请求页表项中增加了四个字段，如图3-24所示。

图3-24 请求分页系统中的页表项

输入图片说明

增加的四个字段说明如下：

状态位P：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考。

访问字段A：用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本页最近己有多长时间未被访问，供置换算法换出页面时参考。

修改位M：标识该页在调入内存后是否被修改过。

外存地址：用于指出该页在外存上的地址，通常是物理块号，供调入该页时参考。

缺页中断机构

在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存时，便产生一个缺页中断，请求操作系统将所缺的页调入内存。

此时应将缺页的进程阻塞（调页完成唤醒)，如果内存中有空闲块，则分配一个块，将要调入的页装入该块，并修改页表中相应页表项，若此时内存中没有空闲块，则要淘汰某页（若被淘汰页在内存期间被修改过，则要将其写回外存)。

缺页中断作为中断同样要经历，诸如保护CPU环境、分析中断原因、转入缺页中断处理程序、恢复CPU环境等几个步骤。

但与一般的中断相比，它有以下两个明显的区别：

在指令执行期间产生和处理中断信号，而非一条指令执行完后，属于内部中断。

一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。

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，为实现虚拟内存，又增加了某些功能而形成的。

图3-25请求分页中的地址变换过程