大连网站维护,网站开发需要多线程吗,申请163邮箱注册,免费书画网站怎么做的虚拟存储器 概述地址转换单级页表多级页表案例最好情况#xff1a;虚拟地址是连续的最差情况#xff1a;每个第二级 PT 都装有一项 增加级数 Page Fault 程序保护 概述
当程序比物理内存空间更大时#xff0c;无法全部装在物理内存中#xff0c;需要对程序进行切片
虚拟… 虚拟存储器 概述地址转换单级页表多级页表案例最好情况虚拟地址是连续的最差情况每个第二级 PT 都装有一项 增加级数 Page Fault 程序保护 概述
当程序比物理内存空间更大时无法全部装在物理内存中需要对程序进行切片
虚拟存储器优点需要操作系统调度
将当前使用的部分程序放到物理存储器中其余部分放在下一级存储器里。不需要切割程序如果同时运行多个程序不需要限制每个程序在规定的地址空间保护各程序的内容不会互相改写将相同功能的程序可以映射到相同位置
虚拟内存的地址范围
32 微处理器 0 ~ 0xFFFF FFFF 4GB64 微处理器 0 ~ 0xFFFF FFFF FFFF FFFF
物理存储器的地址范围
32 微处理器 0 ~ 0xFFF FFFF 256MB (通常是 256MB最大 4GB 和虚拟存储器内存大小一致)64 微处理器 0 ~ 0xFFFF FFFF FFFF FFFF
现在 64 位计算机既可以用 8GB 、16GB、32GB 内存。
没有使用虚拟存储器的系统
使用虚拟存储器的系统
地址转换
虚拟地址空间的划分以 页 为单位典型大小为 4KB 物理地址的划分以 frame 为单位典型大小同样为 4KB
程序开始执行时每次从硬盘搬运到内存时搬运单位为页
VA[11:0] 表示页内的位置page offset VPN (visual page number)VA 剩余部分用来表示哪个页
PA[11:0] 表示 frame 内的位置frame offset PFN (physical frame number)PA 剩余部分用来来表示哪个 Frame
当 页 大小和 frame 大小一样时page offset 和 frame offset 不需要变化
页面大的优缺点
降低页面替换的频率用不到这么大页时会造成一个页内的很多空间被浪费了替换的速度和成本更高
案例
16 位处理器其 Visual Memory Space 为 64K (2^16 2^4 * 2^12 16 * 4k)16 个页 Physical Memory Space 为 32K (2^3 * 2^12 8 * 4K)8 个 Frame 现在有一个程序大于 32KB所以其中的 32KB 部分映射到 Physical Memory Space剩余部分映射到 Disk 中
例子 1
Load R2, 5[R1] // 假设R1 0得到的虚拟地址为 R1 5 5所以在 Visual Memory Space 中是 0~4KPhysical Memory Space 中 12~16K具体是 12k 5。
例子 2
Load R2, 0[R1] // 假设R1 32780 32~36K之间得到的虚拟地址为 R1 32780所以在 Visual Memory Space 中是 32~36K Physical Memory Space 中没有故 MMU 会产生 Page Fault从 disk 中取出一个 Frame 替代原 Physical Memory Space 最少被使用的。这样就可以取到数据 单级页表
PT (Page Table) 页表VPN 到 PFN 的转换表 页表存放在物理内存中
虚拟地址来寻址页表寻址的内容是虚拟地址对应的物理地址页表寄存器 (Page table register PTR)指示页表在物理存储器的位置每次操作系统将程序调入到物理存储器时更新 PRT
通过 VA[31:12] 索引到 Page Table Register 中的对应的项由此获得 PFN Page Offset 由于页面大小和 frame 大小一致所以直接平移 Valid 表示 VPN 对应的内容在物理存储器中 Page Table 只需要 181 (valid) 19 位但由于物理存储器的数据位宽为 32bits所以表项也是 32bits多余的位可以用来表示其他信息比如说页面的属性信息可读、可写等 这样页面大小为 32 bits * 2^20 4B * 1M 4MB放在物理内存里
程序状态包含该程序页表、PC、通用寄存器。 该程序通常成为进程可以保存好信息页表只需要保存页表对应的 PTR 保存即可mapping 信息可以用 store 指令完成后暂停过段时间再恢复继续执行。不同进程使用的物理内存不会产生冲突了。
打开一个程序操作系统会分配物理内存的空间、创建页表和堆栈,。当进程不存在时物理内存的空间便会得到释放。 [!Note] 程序、进程、线程的关系 进程是操作系统进行资源分配的最小单元 线程是操作系统进行运算调度的最小单元。 执行一次程序则会产生一个进程多次多个一个进程可以包含多个线程。 进程之间不会互相影响线程之间公用地址空间会互相干扰和影响。 由于页表空间需要 4MB 的连续地址来存储一个处理器同时运行上百个进程时则需要上百个 4MB 的连续地址来存储非常占用空间。 所以采用多级页表的方式来减少页表对物理存储空间的占用
多级页表
二级页表需要的空间 32 位处理器下
单级页表虚拟地址空间为 2^20 * 4B 4MB二级页表 如果分成 2^10 等份则需要 2^101 (第二级 pt 个数第一级 pt) 个连续地址空间每个空间大小为2^10 * 4B 4KB 第一级表项有 1 项每项有 2^10 项第二级表项第二级表项有 2^10 项每项有 2^10 项
实际上第一级 PT 不一定填满第二级 PT 只需要填充足够即可。 有需要时增加第二级 PT一次增加 2^10 * 4KB 4MB 的页面 [!Note] PT 最少也需要 4KB 的连续地址空间即便只用了其中一项 案例
32 位处理器下页面大小为 4KB 下4MB 程序的页表需要占用多大的空间呢 最好情况虚拟地址是连续的
一个二级 PT 能存储2^10 * 4KB 4MB 的程序 总共需要 1 项一级 PT1 项二级 PT 页表占用总空间2 * 4B * 2 ^10 8 KB (2 个 PT每个 PT 占用 4B * 2^10 的空间)
最差情况每个第二级 PT 都装有一项
一共 2^10 项二级列表刚好 2^10 * 4KB 4MB 的空间 页表占用总空间2^10 * 4B * (2^101) 4MB 4 KB ( 2^101 个 PT每个 PT 占用 4B * 2^10 4KB 的空间)
增加级数
当位数过多时可以采用增加级数的方式 优点级数越多页表对物理空间的占用越少 缺点需要逐级访问次数越多时序越紧张
Page Fault
Page fault 访问 PT 时valid 位为 0表示该页面在硬盘里没有取到内存中
Page fault 通常由操作系统完成
发生 Page fault 时访问硬盘时间很长即便用软件处理需要几百条指令但相比访问硬盘时间微乎其微在替换物理内存的 frame 时软件可以根据实际情况实现灵活替换算法
但是 valid0 时此时系统只知道 VA怎么找对应的硬盘位置呢 硬盘中会为一个进程的所有页开一个空间也就是Swap 空间同时会有一个表格来记录每个页在硬盘的存储位置。 为了处理 Page Fault处理器在硬件上提供的支持
发生 page fault产生异常并且跳转到异常处理程序的入口地址写物理地址之后标记 dirty访问物理地址时标记 Use该位会被操作系统周期性清零
程序保护
操作系统需要访问物理内存的所有空间所以一般不使用页表 物理内存专门有一块给操作系统使用不允许别的进程访问 比如
32 位 MIPS 处理器将 4GB 的虚拟存储空间分为 kseg0\1\2 和 kuseg 四个区域。 Kseg0 区域的属性是 unmapped不经过页表转换 操作系统的内核指令和数据位于 kseg0 上用户进程只能使用 kuseg
ARM 处理器会使用二级页表的方法第二级页表的 PTE 都有一个 AP 部分 Privileged 可以访问处理器所有资源操作系统处于该模式下 User 普通用户程序下
加入程序保护之后的地址转换。第二级页表控制 4KB 的页面权限第一级控制 4MB 的页面权限
