Cache存储器和虚拟存储器

概述

Cache引入原因：
通过双端口RAM、多模块存储器提高存储器的工作速度后，主存速度与CPU差距依然很大；
同时采用更高速的存储单元设计，代表着存储器价格上升，容量下降，又不能一味的增加存储容量。
然后在编程中发现了局部性原理，因此应用到主机，便诞生了Cache-主存层次

（1）CPU和主存速度存在差异
（2）CPU和I/O争抢访存
一旦主存与I/O交换信息，主存可以将CPU需要的信息提前送至缓存， CPU可直接从缓存中读取所需信息，不必空等影响效率。

cache是介于CPU和主存之间的小容量存储器，但存取速度比主存快。主存容量配置几百MB的情况下，cache的典型值是几百KB。

功能：
解决CPU和主存之间的速度不匹配问题

实现方案：
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  • 全由硬件调度，对用户透明（程序员无法调用）
    为追求高速，包括管理在内的全部功能由硬件实现，因而对程序员是透明的。

  • 一般采用高速的SRAM构成。

  • CPU和主存之间的速度差别很大,采用两级或多级Cache系统
    早期的一级Cache在CPU内，二级在主板上
    现在的CPU内带L1 Cahe和L2 Cahe

作用：

  1. cache能高速地向CPU提供指令和数据，从而加快了程序的执行速度。
  2. 从功能上看，它是主存的缓冲存储器。

Cache的设计依据:

  1. 局部性原理
    CPU这次访问过的数据和指令，下次有很大的可能也是要访问的数据和指令（时间局部性）；
    CPU这次访问过的数据和指令，下次有很大的可能也是附近的数据和指令（空间局部性）。

  2. CPU与Cache之间的数据传送是以字为单位
    主存与Cache之间的数据传送是以块为单位

一块由多个字构成

局部性原理及性能分析

局部性原理

程序的局部性原理：在某一段时间内频繁访问某一局部的存储器地址空间，而对此范围之外的地址空间很少访问的现象。
分类

  • 时间局部性：最近被访问的信息很可能还要被访问。
  • 空间局部性：最近被访问的信息临近地址的信息也可能被访问

比如说：对于将数组的每个元素加一这个操作，显然访问了a[1]，就要访问a[2]（空间局部性）；然后还要将加后数据放回原来的位置（空间局部性）。

需要注意一件事情：CPU和存储器交流的最小单位是 机器字长（因为CPU内部寄存器容量太小）
而 Cache与主存的交流最小单位是： 块。（两者都是存储器，容量较大）

根据局部性原理，引入Cache后对速度提升是明显的,比如：
没有引入Cache：
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仅考虑a[i] = a[i] + 2。
取出a[i]耗时1000ns，加法运算5ns，存回a[i]耗时1000ns，
故每个a[i]耗时2005ns，1000个a[i]共耗时 2005ns × 1000 = 2005us
引入Cache：
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取出a[0] ~ a[9]花费 1000ns+(5+5+5)ns×10=1150ns
因此取出a[0] ~ a[999] ，花费1150ns×100=115us

引入Cache后工作过程：
CPU读主存时，便把地址同时送给Cache和主存，
Cache控制逻辑依据地址判断此字是否在Cache中

  • 若在Cache中（命中）此字立即由Cache传送给CPU
  • 否则（未命中），则用主存读周期把此字从主存读出送到CPU
    与此同时，把含有这个字的整个数据块从主存读出送到Cache中。

因此可以看到命中概率越高整个系统运行效率越高。这里定义几个概念：

引入Cache后，系统性能分析

命中率 \(h\): CPU欲访问的信息已在Cache中的比率
在一个程序执行期间，设\(N_c\)表示Cache完成存取的总次数，\(N_m\)表示主存完成存取的总次数，则有

\[命中率:h=\frac{N_c}{N_c+N_m} \]

从CPU角度来看，
增加Cache的目的： 就是在性能上使主存的平均读出时间尽可能的接近Cache的读出时间。
因此： 为了达到这个目的，在所有的存储器访问中由Cache满足CPU需要的部分应占很高的比例，即Cache的命中率应接近于1。
由于程序访问的局部性，实现这个目标是可能的。

Cache/主存系统的平均访问时间 \(t_a\)
若\(t_c\)表示命中时的访问时间（ Cache访问时间），\(t_m\)表示未命中时的访问时间，\(1-h\)表示未命中率，则有：

\[平均访问时间:t_a=h*t_c+（1-h)t_m \]

注意： 由于未命中后的策略不同，未命中时的访问时间\(t_m\) 有两种情况：

  1. 如果未命中，则主存像Cache传送数据，再有Cache传入CPU；此时访问时间是 \(主存访问时间+Cache访问时间\)。
  2. 如果未命中，则主存直接向CPU传入数据；此时访问时间就是 \(主存访问时间\)。

实现目标:以较小的硬件代价使 \(ta\) 接近 \(t_c\) 。

例: 假设Cache的速度是主存的5倍，且Cache的命中率为95%，则采用Cache后，存储器性能提高多少（设Cache和主存同时被访问，若Cache命中则中断访问主存）？
设Cache的存取周期为t，则主存的存取周期为5t。由于Cache和主存同时访问，不命中时访问时间为5t
故系统的平均访问时间为Ta=0.95×t + 0.05×5t = 1.2t
设每个周期可存取的数据量为S，则存储系统带宽为S /1.2t ，不采用Cache时带宽为S /5t ；
故性能为原来的\(\frac{S/1.2t}{S/5t} = \frac{5t}{1.2t}≈4.17倍\)，即提高了3.17倍。

若采用先访问Cache再访问主存的方式
不命中时，访问Cache耗时为t ，发现不命中后再访问主存耗时为5t ，总耗时为6t
故系统的平均访问时间为Ta=0.95×t + 0.05×6t = 1.25t
故性能为原来的 \(\frac{5t}{1.25t} =4倍\)，即提高了3倍。

访问效率 \(e\)
设\(r=\frac{t_m}{t_c}\)表示主存慢于Cache的倍率
则有

\[访问效率=\frac {\text{Cache}访问时间}{系统平均访问时间}: \]

\[e=\frac {t_c}{t_a}=\frac{t_c}{h*t_c+（1-h）*t_m} \]

\[=\frac{1}{h+（1-h)*r} \]

\[=\frac{1}{r+(1-r)*h} \]

由表达式看出，为提高访问效率

  • 命中率h越接近1越好
  • r值以5—10为宜，不宜太大。

因此：命中率h与程序的行为、Cache的容量、组织方式、块的大小有关。

例、CPU执行一段程序时，Cache完成存取的次数为1900次，主存完成存取的次数为100次，已知Cache存取周期为50ns，主存存取周期为250ns，求Cache/主存系统的效率和平均访问时间。

解：
命中率：h=Nc/（Nc+Nm）=1900/(1900+100)=95％
主存慢于Cache的速率：r=tm/tc=250ns/50ns=5
访问效率：e=1/(r+(1-r)h)=1/(5+(1-5)×0.95=83.3%
平均访问时间：ta=tc/e=50ns/0.833=60ns

Cache工作原理

分析之前规定几个基础概念：

  • Cache与主存的交流最小单位是： 块。
  • cache 的数据块大小称为行。
  • 主存 的数据块大小称为块。
  • 行与块是等长的，每个块(行)由连续的字组成。
点击查看 相联存储器 CAM

实现主存-Cache 地址映射需要标记位，CAM就是用来实现标记位的硬件。

存放在相联存储器的项中的项可以看成具有下列格式：

\[key,data \]

其中键KEY是地址，而数据DATA是读写信息。

由此可知，相联存储器的基本原理是:
把存储单元所存内容的某一部分作为检索项(即关键字项)，去检索该存储器，并将存储器中与该检索项符合的存储单元内容进行读出或写入。

应用：
需要快速查找时：

  1. 在计算机系统中，相联存储器主要用于虚拟存储器中存放分段表、页表和快表；
  2. 在高速缓冲存储器中，相联存储器作为存放cache的行地址之用。

设计原则：

  • 命中率尽量高，接近1
  • 希望cache对CPU而言是透明的。

cache 原理图：
假设存储系统是模块化的，主存中每个模块和cache 相联系（多模块交叉存储器）。cache 分为 x 行，每行 y 个字(W)。
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cache 的地址存放在一个相联存储器 CAM 中（ CAM是按内容寻址的存储器。输入关键字（地址）项后，会将存储器中与该检索项符合的存储单元内容进行读出或写入 )。

当 CPU 执行访存指令时，就把所要访问的字的地址送到 CAM；
如果W 在cache中，直接读取。
如果 W 不在 cache 中：（其中一种策略）

  • 则将 W 从主存传送到 CPU。
  • 与此同时，把包含 W 的由前后相继的 4 个字所组成的一行数据送入 cache，替换原来 cache 中的一行数据。

注意：
由始终管理 cache 使用情况的硬件逻辑电路来实现替换算法。

扩展：实际过程：
CPU读主存时，便把地址同时送给Cache和主存，
Cache控制逻辑依据地址判断此字是否在Cache中

  • 若命中，此字立即由Cache传送给CPU
  • 若未命中，则用主存读周期把此字从主存读出送到CPU
    与此同时，把含有这个字的整个数据块从主存读出送到Cache中。

结构设计需解决的问题

两种不同速度、不同容量、不同价格的存储器组织在一起，需要解决有关的三个问题：

  1. 信息放置问题：主存中的块放到Cache中哪个位置？
    (1)空位随意放：全相联映射
    (2)对号入座：直接映射
    (3)按号分组，组内随意放：组相联映射

  2. 替换问题：对于(1)，Cache满了如何处理？对于(2)(3)，对应位置被占用如何处理？
    随机(RAND)算法、先进先出(FIFO)算法、
    近期最少使用(LRU)算法、
    最不经常使用(LFU)算法

  3. 改写问题：修改Cache中的内容后，如何保持主存中相应内容的一致性？
    命中：全写法(write-through)，写回法(write-back)
    不命中：写分配法(write-allocate)，非写分配法(not-write-allocate)

主存-Cache 地址映射

回忆以下几个基础概念：
Cache与主存的交流最小单位是： 块，每个块(行)由连续的字组成。
cache 的数据块大小称为行；主存 的数据块大小称为块/字块；行与块是等长的。

首先解决问题1：信息放置问题，也就是 主存中的块放到Cache中哪个位置？
有三种映射方法：(1)空位随意放：全相联映射。(2)对号入座：直接映射 (3)按号分组，组内随意放：组相联映射
其映射示意图如下：
image
由于主存和Cache的基本传输单位是行（块），因此需要对Cache行和主存块进行重新标号：

  • 主存块地址/CPU访主存地址： \(M_{主存块号}+W_{块内字号 / 字地址}\)
  • Cache行地址： \(C_{Cache块号}+W_{字地址/块内地址 }\)

因为CPU访问Cache的本质是访问主存，也就是说 CPU的访问存储器的地址是 \(主存的地址\)；所以 除了给Cache行编号外，还需要存放有效位 和标记位，其作用如下：

  • 有效位：判断Cache该行是否被使用
  • 标记位：判断Cache该行存放主存中哪里的数据（映射策略不同，标记位不同）。

再明确几个小概念：

  • Cache行 即Cache块，是Cache与主存之间传送数据的基本单位。
  • 主存如果按字编址，块内字号=字地址。

假设某个计算机的主存地址空间大小为256MB，按字节编址，其数据Cache有8个Cache行，行长为64B。
其每行的地址范围如下：
image

全相联映射

全相联映射是指主存中任一块都可以映射到Cache中任一块的方式。
映射示意图
image

存储信息

  • 因为是随意映射，因此标记位S必须存放 主存的块号。

  • CPU的访主存地址： \(M_{主存块号}+W_{块内字号 / 字地址}\)

  • Cache行地址： \(C_{Cache块号}+W_{字地址/块内地址 }\)

检索过程
CPU给出访问地址后
将地址分为两部分（块号和字 即块内地址），比较电路中的块号与Cache表中的标记进行比较

  • 相同表示命中，用 字地址(块内地址) 访问Cache相应单元；

  • 如果没有命中CPU 直接用内存地址访问内存，
    并将被访问内存的相对应内存块写入Cache，同时设置CAM的标记位。

注意：

  1. 全部标记用一个相联存储器来实现
  2. 指令中的块号与 cache 中所有行的标记同时在比较器中进行比较

优点：冲突概率小，Cache的利用率高。
可以放入cache的任意一块

缺点：高速比较器难实现，需要一个访问速度很快代价高的相联存储器。
如果块多，实现cam快速访问比较难，电路复杂。

应用场合： 适用于小容量的Cache

例 有一个处理器，主存容量1MB，字长1B，块大小16B，cache容量64KB，若采用全相联映射，对内存地址(B0010)16给出相应的标记和字号。
解：
\(块大小=行大小=2^w个字节=16=2^4\)，字地址\(w=4\)位
\(主存寻址单元数=2^{s+w}=1M=2^{20}\)
\(主存的块数=\frac{1M}{16B}=2^S=2^{16}\)，标记\(s=16\)位
全相联方式的内存地址格式如下
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\((B0010)_{16}=(1011 0000 0000 0001 0000)_2\)
因此：
\(标记s=(1011 0000 0000 0001)_2\)
\(字地址w=（0000）_2\)

直接映射方式

直接相联映射方式是指主存的某块j只能映射到特定的块。
具体来说就是：
主存的某块j只能映射到满足如下特定关系的Cache块i中： \(i＝j \mod Cache块数\)。
简单来说就是：余数相同的块都映射到同一个cache块。

注意：

  1. 主存容量应是Cache容量的整数倍。
  2. 主存与Cache分成相同大小的数据块。

映射示意图
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为了理解方便，可以把主存首先分区，每个区的块数与cache的行数m相等。
image
所有区的第 0 块在调入 cache 时只能映射到 cache 的第 0 行，
所有区的第 1 块在调入cache 时只能映射到 cache 的第 1 行……
所有区的第 m–1 块在调入 cache 时只能映射到 cache的第 m–1 行。

存储信息

  • 因为若\(Cache总块数=2^n\)，则主存块号末尾n位，直接反映它在Cache中的位置，不需要再存储；因此对于某行Cache只需要知道其余的前几位（即：区号）即可找到对应的主存位置。
    因此标记位T\(=主存区号\) 即可。

  • 由于标记位的改变，原本的主存块号M实际上被分成了两个字段：主存区号+Cache块号（T和C），其中T用作标志位，C用于指出主存的块可以映射的Cache的块。
    CPU的访主存地址： \(\\{T_{区号/主存字块标记}+C_{Cache块号}\\}+W_{块内字号 / 字地址}\)

  • Cache行不变。\(Cache行=C_{Cache块号}+W_{字地址/块内地址 }\)

注意

  • 一般来讲，主存的块数是Cache的块数的整数倍，也就是说主存的块数\(2^M\)和Cache的块数\(2^C\)满足关系式：\(2^M＝n·2^C\)

    image

检索过程：

当CPU送来一个访存地址时，
首先根据该主存地址的C字段找到Cache的相应块。
然后 将该块 标志字段中存放的标志与主存地址的T标志进行比较。

  • 相符，说明主存的块目前已调入该Cache块中，则命中，于是使用主存地址的W字段访问该Cache块的相应字单元；

  • 若不相符，则未命中，于是使用主存地址T 直接访主存。
    然后将该块调入 Cache，同时将主存地址的T标志存入Cache块的标志字段中。

优点：硬件简单，成本低，地址变换速度快
（比较电路少m倍线路，所以硬件实现简单）

缺点：冲突概率高
（访问块号相距m整数倍的两个块，因两块映射同一行，需要置换。降低cache效率）

应用场合
适合大容量Cache（更多行数减少冲突机会）

例：cache有16块，主存有512块，求直接映像。

主存块号                 映射关系       cache 块号
    0               0÷16=0…….0             0
    1               1÷16=0…….1             1
     …                    ………              …
    15             15÷16=0…….15            15
    16             16÷16=1…….              0
    17             17÷16=1…….1             1
     …                    ………..            …
    511           511÷16=31…….15           15

补例1：主存容量为64KB， cache 容量为2KB，若按128B分块，直接相联映射方式，主存地址应该如何分配？
解：由题意，

  • 地址总线的位数为16位（主存64KB）
  • cache块数： 2KB÷128B=16（块），4位地址线C=4
  • 块内128B需要7位地址线，W=7
  • ∴ 标志位＝16－7－4＝5
    image

补例2： 假设主存容量为512KB，cache容量为4KB，每个字块为64B，则
①cache地址有多少位？可容纳多少块？
②主存地址有多少位？可容纳多少块？
③直接映射方式下，主存的第几块映射到cache的第5块（设起始字块为第1块）④画出直接映射方式下主存地址字段中各段的位数。
解
① 4KB=212 B，cache地址为12位。cache中有4KB/64B=64块。
② 512KB=219 B ，主存地址为19位。主存中共512KB/64B=8192块
=213。
③ 8192/64=128组。主存的第5块，64+5，264+5 ，……12764+5（\(2^{13}-64+5\)）能映射到cache的第5块。
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例3.5 直接映射方式的内存地址格式如下所示：
image
若主存地址用十六进制表示为BBBBBB，请用十六进制格式表示直接映射方法cache的标记、行、字地址。
解：(BBBBBB)16=(1011 1011 1011 1011 1011 1011)2
标记=(1011 1011) 2 = BBH
Cache块=(1011 1011 1011 10) 2 = 2EEEH
字地址=(11) 2 = 3H

组相联映射方式

全相联映射和直接映射两种方式的优缺点正好相反。

  • 从存放位置的灵活性和命中率来看，前者为优
  • 从比较器电路简单及硬件投资来说，后者为佳

而组相联映射方式是前两种 方式的折中方案，它适度地兼顾了二者的优点又尽量避免二者的缺点，因此被普遍采用。

映射方式： 将Cache分组，组间采用直接映射方式，组内采用全相联的映射方式。也就说：分组后，主存块放到哪一组是固定的，但是存到该组哪一行是灵活的。
具体来说就是：将M行Cache 分V组，每组K行（块），则主存第j块内容拷贝到Cache的q（q= j mod v）组中的某行（块）

分析：

  • 行数k=1，则为直接相联映射方式
  • 组数v=1，则为全相联映射方式

注意： 行数k的取值一般比较小， 一般是2的幂，称之为k路组相联cache。

组相联映射示意图
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存储信息

  • 和直接映射类似，原本的主存块号M实际上被分成了两个字段：\(标记位T+组号d\)，其中组号d用于指出主存的块可以映射的Cache的组。
    CPU的访主存地址： \(\\{T_{主存字块标记}+D_{组号}\\}+W_{块内字号 / 字地址}\)

  • Cache行不变。\(Cache行=C_{Cache块号}+W_{字地址/块内地址 }\)

检索过程：
当CPU送来一个访存地址时，
首先根据该主存地址的D字段找到Cache的相应组。
然后将s-d位（标志位）与该组V行中的标记同时进行比较。

  • 哪个行的标记跟与之相符，哪行即命中。此后再根据内存地址的W位检索到此行具体的字，完成具体的存取操作。
  • 如果没有一行的标记与之相符，则cache未命中，此时需按内存地址访问主存。

优点： 比全相联容易实现，冲突低；相比直接映射冲突概率小。
应用场合 最普遍。

例：主存64KB， cache2KB，按128B分块，再将cache按2块分组，求组相联映像。（2路组相联）
解：64KB÷128B＝512(块)
2KB÷128B＝16(块) 16÷2＝8 (组)
q= j mod v
主存0-7块映射到cache 0-7组

主存块号                 映射关系       cache 组         cache块
    8                8÷8=1…….0                 0             0、1

    9                9÷8=1…….1                 1             2、3
…                   ……                             …               …
    15             15÷8=1  …….7                 7           14、15
     …                    ……..                          …               …
   511           511÷8=63…….7                7            14、15

补例：主存64KB，cache 2KB，按128B分块，再将cache按2块分组，组相联映像地址应该如何分配？

  • 主存64KB：16位
  • cache 组数：2KB÷128B÷2=8组 3位
  • 块内地址128B ： 7位
  • 标记=16-3-7=6
    image

例3.6 一个组相联cache，由64个行组成，每组4行，主存储器包含4K个块，每块128字，请表示内存地址的格式。
块大小=行大小=128=27 =2W个字
组数64/4=16=24=2d
主存的块数=4K=212
标记大小（s-d)位=12-4=8
主存地址长度（s+w)位=12+7=19
主存寻址单元数=219
组相联的内存地址格式如右图
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替换策略

现在解决问题2：替换问题：Cache满了如何处理？对于全相联映射，Cache满了如何处理？对于直接映射和组相联映射，对应位置被占用如何处理？

Cache的工作原理要求它尽量保存最新数据。因此不能随便选取，就诞生了替换策略，又称替换算法，常见有以下几个方法：

  • 随机(RAND)算法、先进先出(FIFO)算法、
  • 近期最少使用(LRU)算法、
  • 最不经常使用(LFU)算法

RAND（随机替换）

从特定的行位置中随机地选取一行换出即可。
优点：在硬件上容易实现，且单次替换速度快。
缺点：没有依据局部性原理，命中率低，实际cache工作效率低。

LFU（最不经常使用）

LFU（least frequently used）：将一段时间内被访问次数最少的那行数据换出。
具体做法： 每行设置一个计数器，被访问的行计数器增加1，换值小的行。

缺点：不能反映近期cache的访问情况。

LRU（近期最少使用）

LRU（Least Recently Used）：将近期内长久未被访问的行换出。
具体做法：被访问的行计数器置0，其他的计数器增加1，换值大的行。符合cache的工作原理。也是最常用的一种方法。

例题

设cache有1、2、3、4共4个块，a、b、c、d等为主存中的块，访问顺序一次如下：a、b、c、d、b、b、c、c、d、d、a ,下次若要再访问e块。

LFU
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LRU
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写操作策略（自学）

最后解决问题3 改写问题：修改Cache中的内容后，如何保持主存中相应内容的一致性？

由于cache的内容只是主存部分内容的拷贝，它应当与主存内容保持一致。而CPU对cache的写入更改了cache的内容。如何与主存内容保持一致，可选用如下三种写操作策略:

  1. 写回法：新增行的修改位。换出时，对行的修改位进行判断，决定是写回还是舍掉
  2. 全写法：新增硬件。写命中时，Cache与内存一起写
  3. 写一次法：与写回法一致，但是第一次Cache命中时采用全写法。

命中：全写法(write-through)，写回法(write-back)
不命中：写分配法(write-allocate)，非写分配法(not-write-allocate)

虚拟存储器

虚地址空间: 也称虚拟存储空间或虚拟存储器空间，它是应用程序员用来编写程序的地址空间，这个地址空间非常大。对应于虚拟地址（虚地址）
主存储器的地址空间: 也称主存地址空间、主存物理空间或实存地址空间，对应于主存地址（物理地址、实地址）
辅存地址空间: 也就是磁盘存储器的地址空间，对应于辅存地址（磁盘存储器地址）

基本原理
虚拟存储系统是由主存储器、辅助存储器以及进行地址转换的软硬件构成。在虚拟存储系统中，把虚拟存储器、主存储器和辅助存储器都划分为相同大小的单位，主存中的内容是辅存中的内容的副本（逻辑上，程序是在虚存中，物理上，程序存储在辅存中）。用户只面对虚存编程。计算机得到虚地址后，那么将辅存的内容掉入主存，如果主存已满，那么将采纳合适的替换算法

虚拟存储技术

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逻辑地址和物理地址的转换。

段式虚拟存储器

段:利用程序的模块化性质,按照程序的逻辑结 构分成的多个相对独立的部分。段可以被其他程 序段调用,形成大型程序。
程序段可以是主程序,也可以是各种子程序,还 可以是数据块、数组、表格、向量等。每个程序 段都从0地址开始,长度可长可短,甚至可以在 程序执行时动态地改变程序段的长度。虚拟存储 空间是由多个段构成。把主存也按段来进行分配。

段式虚拟存储器:
每一道程序(或一个用户、一个进程等)由一张段 表控制,每个程序段段表中占一行。段表的內容 主要包括段号、段长和起始地址等三个字段。如果 段号是连续的,则这一字段可以省掉,只要根据起 始地址和段长,就能够把该程序段唯一地映象到主 存储器的确定位置中。另外,根据需要还可以在段 表中增加其它信息,如指出该程序段的访问方式
(可读可写、只读、某些用户可写、只能执行等)、 是否已经装入主存的标志、是否被修改过的标志等。

注意：

  1. 段长不固定
  2. 段间有碎片
  3. 通过逻辑地址找段号，然后找物理地址

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段式存储:按用户作业中的自然段来划分逻辑空间,然后调入内存,段的长度可 以不一样。

  • 优点:多道程序共享内存,各段程序修改互不影响
  • 缺点:内存利用率低,内存碎片浪费大

例题

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C

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B

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页式虚拟存储器

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注意：

  1. 段的长度相同

地址映象：
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注意： 因为页长固定，因此不用存储页长

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页式存储:
将程序与内存均划分为同样大小的块,以页为单位将程序调入内存。

高级程序语言使用逻辑地址; |运行状态,内存中使用物理地址

逻辑地址=页号+页内地址
物理地址=页帧号+页内地址

  • 优点:利用率高,碎片小,分配及管理简单
  • 缺点:增加了系统开销;可能产生抖动现象

地址变换
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页表机制
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缺页中断机构

每当所要访问的页面不在内存时,便产生缺页中断,请求系统将所缺之页调入内存。
缺页中断的特点:

  1. 在指令执行期间产生和处理中断信号,而非通常的在指令执行完之后检 测处理中断。
  2. 一条指令在执行期间,可能产生多次缺页中断。

页面置换算法

  1. 最佳(Optimal)置换算法
    选择换出的页面,将是以后永不使用的或在最长(未来)时间内不再被访问的页面。因无法预 知哪个页面永远不再使用或者最长时间不再被访问,所以这是一种理想算法。

  2. 先进先出(FIFO)置换算法
    总是将最先进入内存的页面换出,或者说选择在内存中驻留时间最久的页面换出

  3. 最近最久未使用(LRU)置换算法
    选择最近最久未使用的页面换出,是一种用“最近的过去”作为“最近的将来”的估计的方法。
    具体方法:用访问字段来记录一个页面自上次被访问以来所经历的时间t, 时,当要换出页面时,选择现有页面中其t值最大的,即最近最久未使用的页面换出。
    LRU是堆栈类的算法。

  4. Clock置换算法
    访问页面时,在页表项中记录下访问情况;缺页时,从上次查找结束的位置顺序查找未被访问的页面换出。

习题

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D B

posted @ 2022-10-06 11:46  kingwzun  阅读(1085)  评论(0)  编辑  收藏  举报