计组—虚拟存储

女爷i 2022-04-15 06:11 1117阅读 0赞

**虚拟存储**

1.虚拟存储器的基本概念

虚拟存储器只是一个容量非常大的存储器的逻辑模型，不是任何实际的物理存储器。它借助于磁盘等辅助存储器来扩大主存容量，使之为更大或更多的程序所使用。

它指的是**主存-外存**层次。以透明的方式给用户提供了一个比实际主存空间大得多的程序地址空间。

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70][]

**虚拟存储器的一个重要用途是解决计算机中主存储器的容量问题**，在不明显降低平均访问速度的前提下增加程序的访问空间。（**即将磁盘中访问频率高的一部分放入主存中**）

虚拟地址（逻辑地址）：程序指令生成的地址。（磁盘所代表的大地址，根据虚拟地址查找实际地址）

物理地址（实际地址）：程序指令生成的地址经过转换后的地址。

虚拟地址空间：虚拟地址的范围，它是程序员所看到的地址空间。

实地址空间：实际主存地址的范围。

程序进行**虚地址到实地址转换的过程**称为程序的**再定位**。

虚拟空间的用户程序按照虚地址编程并存放在辅存中，程序运行时，由地址变换机构依据当时分配给该程序的实际地址空间把程序的一部分调入实存。

**虚拟地址访问的过程：**

1.由cpu送虚拟地址，通过**查询表（查表方式）**看虚拟地址对应的单元内容是否装入主存。

2.如果在主存，可以通过辅助软硬件自动把虚拟地址变换为主存地址（物理地址）后，对主存相应单元进行访问。

3.如果不在主存，通过辅助软硬件将虚拟地址对应的内容调入主存中，然后进行访问。

注：对虚拟存储器的每次访问都必须由辅助软硬件进行**虚-实地址的变换**。虚存的大小依赖辅助存储器的大小。

**主存-外存**层次和**cache-主存**层次有许多

**相似之处**：

(1)出发点相同：二者都是为了提高存储系统的**性能价格比**而构造的分层存储体系，都力图使存储系统的性能接近高速存储器，而价格和容量接近低速存储器。

(2)原理相同：都是利用了程序运行时的**局部性原理**把最近常用的信息块从相对慢速的大容量存储器调入相对高速的小容量存储器。一旦这部分变得不常用了，把它们送回到低速的存储器中。这种换入换出是由硬件或操作系统完成的，对用户是透明的。

**主要区别：**

(1)侧重点不同：cache主要解决主存与cpu的速度差异问题；虚拟存储主要是解决存储容量问题。

(2)数据通路不同：cpu与cache和主存之间均有直接访问通路，cache不命中时可直接访问主存；而虚拟存储所依赖的辅存与cpu之间不存在直接的数据通路，当主存不命中时只能通过调页（主存不命中cpu不能直接访问虚拟存储，此时需要将虚拟存储的内容调入主存）解决，cpu最终还是要访问主存。

(3)透明性不同：cache的管理完全由硬件完成，对系统程序员和应用程序员均透明；而虚拟存储的管理由软件（操作系统）和硬件共同完成，由于软件的介入，虚存对实现存储管理的系统程序员不透明，而只对应用程序与透明。

(4)未命中时的损失不同：虚拟存储器未命中的性能损失要远大于cache系统未命的损失（因为磁盘的存取时间是主存存取时间的上千倍，主存存取时间是cache的存取时间的5~10倍）

(5)地址映射方式不同：虚拟存储器中一般使用**全相联地址映射方式**以提高命中率。主存与磁盘等外设的工作速度差异很大，因此对于虚拟存储器提高命中率特别重要。

(6)替换策略不同：cache的替换策略是由硬件实现的，虚拟存储器替换策略由操作系统实现。

(7)写操作策略不同：虚存中一般采用回写法（只写主存，不写磁盘，除非替换）。程序的写操作只对内存进行，不直接写磁盘。

(8)虚存的存储空间大小受到计算机地址空间的限制，即虚拟地址的位数（即如果磁盘4个g，而cpu是32位的，那么最多也就只能虚拟4g的空间，即使磁盘有5g也只能虚拟4个g），而cache存储器的容量和主存的容量则一般小于**cpu的地址空间**，因此不存在限制。

注：如果cpu为32位则存储空间为2^32，4G=2^2 \* 2^30 = 2^32 ，所以cpu为32位的机器最多能使用4G的内存空间。

**主存-外存层次的基本信息传送单位**

主存-外存层次的基本信息传送单位有3中方案：**段**、**页**和**段页**

**段氏管理：**按照程序的逻辑结构划分成的多个相对独立部分，作为独立的逻辑单元。（可类比一本书中的章节）

段的长度各不相同，起点和终点不定，给主存空间分配带来麻烦，容易在段间留下许多空余的**零碎存储空间**，造成浪费。

**页式管理**：主存物理空间中划分出来的等长的固定区域。（可类比一本书中每个章节中的页）

优点：页面的起点和终点地址是固定的，方便构建**页表，**新页调入主存也很容易掌握，比段式空间浪费小。

缺点：处理、保护和共享不如段氏方便。

**段页式管理**：采用分段和分页结合的方法。程序按模块分段，段内再分页，进入主存以页为基本信息传送单位，用段表和页表进行两级定位管理。（即先分段，然后段内再分页；信息交换的单位依然是页）

**1.页式虚拟存储器**

页式虚拟存储系统中，虚拟空间分成大小相同的页（本节以**8页**为例），称为**逻辑页；**主存空间也分成同样大小的页（本节以**4页**为例），称为**物理页**。

逻辑地址由**A+B位**组成，物理地址由**a+b位**组成。由于二者的**页面大小相同**，因此b=B。但A(**3位**：8=2^3) > a(**2位**：4=2^2)。通过**页表**进行页式虚拟存储器与主存之间的地址变换。

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 1][]

**页表**：在内存中用一部分空间来存储内存块的目录文件。每个逻辑页在页表内有一行记录。

（页表作用：需要通过查页表的方式判断数据是否在内存中）

页表的构成：**有效位、物理页号**。

**有效位**：表示此逻辑页是否已存储在主存中；**物理页号**：表示该逻辑页在主存中所对应的物理页号。

**页表的大小由逻辑页的数量确定**。

对虚拟存储器的访问步骤如下：

1.用逻辑页（第2页**010**）号去查表，此页的有效位=1，表示此页存在主存中，且对应的物理页号位01.

2.由**物理页号和页内地址组合形成物理地址**，访问主存。

（因为**逻辑页内地址=物理页内地址**，所以直接将**物理页号和逻辑页内地址**拼接形成物理地址）

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 2][]

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 3][]

**转换后援缓冲器（快表）**

页表通常在主存中，即使逻辑页已经在主存中，至少要访问两次物理存储器才能实现一次防存，这将使虚拟存储器的存取时间加倍。（第一次查表访问主存、第二次根据物理地址访问主存）

为了避免对主存访问次数的增多，可以对页表实行二级缓存，**把页表中最活跃的部分存放在高速存储器中，组成快表**。这个专用于**页表缓存的高速存储器**部件通常称为**转换后援缓冲器(TLB)**。保存在**主存中完整页表**则称为**慢表**。

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 4][]

**2.段式虚拟存储器**

在段氏虚拟存储系统中，段是按照程序的逻辑结构划分的，各个段的长度不等分即每个段大小不一样。

虚存地址和实存地址如下：

![20181122151849883.png][]

**段表**：每个逻辑段在段表中都有一行记录。由段起址、有效 位、段长组成。

（段表作用：需要通过查段表的方式判断数据是否在内存中）

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 5][]

对**虚拟存储器的访问步骤**如下：

(1)用段号及段标基地址（首地址）形成访问地址访问段表，如果有效位=1，表面此段已存在主存中，找到段起址，由段起址和段内地址形成主存地址访问主存（**段起地址\+段内地址=物理地址**）。在访问某段时，如果段内地址值超过段的长度，则发生地址越界中断。

(2)如果有效位=0，表面此段不在主存，通过辅助软硬件的控制，根据某种算法将主存中的某段原有内容释放，然后从虚存中调进需要访问的段，同时变动段表内容。

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 6][]

**3.段页式虚拟存储器**

段页式虚拟存储器是段氏虚拟存储器和页式虚拟存储器的结合，它把程序按逻辑单位分段以后，再把每段分成固定大小的页。程序对主存的调入调出是按页面进行的，但它又可以按段实现共享和保护。

优点：兼备页式和段氏的优点

缺点：需要多次查表（段表和页表）

**需要一个段表和一组页表**。

![20181122153714958.png][]

在段页式虚拟存储系统中，**每道程序是通过一个段表和一组页表来进行定位的**。段表中的每个表目对应一个段，每个表目有一个指向**该段的页表起始地址及该段的控制保护信息**。由**页表指明该段各页在主存中的位置以及是否已装入**（有效位）、已修改等状态信息。

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 7][]

**说明**：通过基号C访问基址寄存器找到程序C的段表首地址（图示说明有多个程序A、B、C，**基址寄存器中存放每个程序的段表首地址**），然后通过程序C的**段表首地址+段号1**（**Sc+1**）定位到具体**段表**（**程序段表中存放的为每个页表的首地址**），再将页**表首地址+页号2**（**b+2**）定位到具体的**页表**（页表中存放具体的**物理页号**），最后将**物理页号和页内地址组合拼接**形成实际**物理地址（10|d）**

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 8][]

很明显，段页式管理需要经过**两次查表**，第一次段表，第二次页表；

注：访问基址寄存器的速度是非常快的，属于cpu中高速缓存寄存器，由于是多任务情况所以需要通过访问基址寄存器找到具体的程序的段表首地址。

[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70]: /images/20220415/9067aff458d5485eb24f93e38276ce4a.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 1]: /images/20220415/4ed4c94b4e1f45128c50eef757e4e616.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 2]: /images/20220415/ff96ffab360d4ad792f55564f060019e.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 3]: /images/20220415/777e51ee02754bb18a86004097e4c722.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 4]: /images/20220415/8dd589f547b94d15b0050e1a73ec7352.png
[20181122151849883.png]: /images/20220415/af72fd4cb59147c58faf0de3891cb536.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 5]: /images/20220415/ebb7950774834e58b9dac084765f1dd8.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 6]: /images/20220415/1a5770f5e62743a88ed82fbb85e095e4.png
[20181122153714958.png]: /images/20220415/5eedbc0507c34a228461215fd8357ec9.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 7]: /images/20220415/c7bc44719b284535917f619a99cb12dd.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3p3eDE5OTIxMjE1_size_16_color_FFFFFF_t_70 8]: /images/20220415/c284e4e4e6a540ac989b32440adb250d.png