《OS17请求分页性能分析.ppt

4.8.4 请求分页系统的性能分析（补充） 练习： 3. 工作集模型（Working set 1968年由Denning提出） 工作集是在某段时间间隔?里，进程实际要访问页面的集合，可用一个二元函数W(t, ?)表示。 工作集大小的变化 引入工作集的目的是依据进程在过去的一段时间内访问的页面来调整驻留集大小。即：驻留集大小的动态调整策略： 4.抖动问题(颠簸 Thrashing ) Thrashing 4.8.5 请求分段存储管理方式虚拟分段(virtual segmentation) 2)缺段中断：指令和操作数必定不会跨越在段边界上，所以，频繁缺段现象较少。但由于段长不定，所以处理较缺页复杂。 分段共享与保护 分段保护的几种措施 上下界保护 下界寄存器 存放程序段装入内存后的开始地址（首址） 上界寄存器 存放程序段装入内存后的末地址 判别式：下界寄存器 ≤ 物理地址 ＜ 上界寄存器 这里要讨论的是OS要在内存中驻留多少个并发进程是较好的。 运行特征：从一个局部区域运动到另一个局部区域，这些局部区域可能会重叠。 局部区域的size大于分配的内存区域 Lifang ?2011 */24 操作系统 1.缺页率对有效访问时间的影响 在请求分页系统中，假设存储器的访问时间ma为100ns（一般为10ns～几百ns），缺页率为p，缺页中断时间为25ms，则： 　　　ma=100ns=0.1?s ,缺页中断时间＝25000 ?s 有效访问时间=(1-p)×0.1+p×（25000+0.1) =0.1+25000×p 可见,有效访问时间与缺页率成正比。 如果缺页率为0.1%，则有效访问时间约为25μs，与直接访问存储器的有效访问时间(0.1μs)相比，程序的性能大大降低。 如果希望在缺页时，仅使有效访问时间延长不超过10%，即: 25000*P+0.10.1(1+0.1) 因此,P4*10-7 即:要求在2.5*106次的访问中至多发生一次缺页，即请求分页方式应保持非常低的缺页率,才不至于影响程序执行速度。 Evaluation only. Created with Aspose.Slides for .NET 3.5 Client Profile 5.2.0.0. Copyright 2004-2011 Aspose Pty Ltd. 现有一请求调页系统，页表保存在寄存器中。若有一个被替换的页未被修改过，则处理一个缺页中断需要8ms；若被替换的页被修改过，则处理一个缺页中断需要20ms。内存存取时间为1 ?s ,访问页表的时间可以忽略不计。假设70%被替换的页被修改过，为保证有效存取时间不超过2 ?s ，则可接受的最大缺页率是多少？ p*(0.7*20+0.3*8+0.001)+(1-p)*0.001=0.002 16.4p+0.001=0.002 16.4p=0.001 P=1/16400?0.00006 Evaluation only. Created with Aspose.Slides for .NET 3.5 Client Profile 5.2.0.0. Copyright 2004-2011 Aspose Pty Ltd. 驻留集指虚拟页式管理中给进程分配的物理页面数目。 驻留集与缺页率的关系： 每个进程的驻留集越小，则同时驻留内存的进程就越多，可以提高并行度和处理器利用率；另一方面，进程的缺页率上升，使调页的开销增大。 进程的驻留集达到某个数目之后，再给它分配更多页面，缺页率不再明显下降。该数目是“缺页率－驻留集大小曲线上的拐点。 2. 驻留集(resident set) 物理块数(驻留集) 缺页率 拐点 Evaluation only. Created with Aspose.Slides for .NET 3.5 Client Profile 5.2.0.0. Copyright 2004-2011 Aspose Pty Ltd. 基本思想：根据程序的局部性原理，一般情况下进程在一段时间内总是集中访问一些页面，这些页面称为活跃页面，如果分配给一个进程的物理块数太少了，使该进程所需的活跃页面不能全部装入内存，则进程在运行过程中则不断发生中断。 如果能为进程提供与活跃页面数相等的物理块数(驻留集)，则可减少缺页中断次数。 Evaluation only. Created with Aspose.Slides for .NET 3.5 Client Profile 5.2.0.0. Copyright 2004-2011 Aspose Pty Ltd. 可见,工作集的内容取决于页的三个因素： ??访页序列特性