Giáo trình Hệ điều hành V1.0 - Bài: Bộ nhớ ảo - Nguyễn Phú Trường
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
BỘ NHỚ ẢO
I Mục đích
Sau khi học xong chương này, người học nắm được những kiến thức sau:
• Hiểu kỹ thuật bộ nhớ ảo
• Hiểu bộ nhớ ảo ở dạng phân trang theo yêu cầu
• Hiểu độ phức tạp và chi phí trong từng kỹ thuật để cài đặt bộ nhớ ảo
II Giới thiệu
Trong chương trước, chúng ta thảo luận các chiến lược quản lý bộ nhớ được
dùng trong hệ thống máy tính. Tất cả những chiến lược này có cùng mục đích: giữ
nhiều quá trình trong bộ nhớ cùng một lúc để cho phép đa chương. Tuy nhiên, chúng
có khuynh hướng yêu cầu toàn bộ quá trình ở trong bộ nhớ trước khi quá trình có thể
thực thi.
Bộ nhớ ảo là một kỹ thuật cho phép việc thực thi của quá trình mà quá trình có
thể không hoàn toàn ở trong bộ nhớ. Một lợi điểm quan trọng của cơ chế này là các
chương trình có thể lớn hơn bộ nhớ vật lý. Ngoài ra, bộ nhớ ảo phóng đại bộ nhớ
chính thành bộ nhớ luận lý cực lớn khi được hiển thị bởi người dùng. Kỹ thuật này
giải phóng người lập trình từ việc quan tâm đến giới hạn kích thước bộ nhớ. Bộ nhớ
ảo cũng cho phép các quá trình dễ dàng chia sẻ tập tin và không gian địa chỉ, cung cấp
cơ chế hữu hiện cho việc tạo quá trình.
Tuy nhiên, bộ nhớ ảo không dễ cài đặt và về thực chất có thể giảm năng lực nếu
nó được dùng thiếu thận trọng. Trong chương này, chúng ta thảo luận bộ nhớ ảo trong
dạng phân trang theo yêu cầu và xem xét độ phức tạp và chi phí.
III Kiến thức nền
Các giải thuật quản lý bộ nhớ trong chương trước là cần thiết vì một yêu cầu cơ
bản: các chỉ thị đang được thực thi phải ở trong bộ nhớ vật lý. Tiếp cận đầu tiên để
thoả mãn yêu cầu này đặt toàn bộ không gian địa chỉ luận lý trong bộ nhớ vật lý. Phủ
lắp và nạp động có thể giúp làm giảm hạn chế này nhưng chúng thường yêu cầu sự đề
phòng đặc biệt và công việc phụ thêm bởi người lập trình. Hạn chế này dường như
cần thiết và phù hợp nhưng nó không may mắn vì nó giới hạn kích thước của một
chương trình đối với kích thước bộ nhớ vật lý.
Thật vậy, xem xét các chương trình thực thi chúng ta nhận thấy rằng trong nhiều
trường hợp toàn bộ chương trình là không cần thiết. Thậm chí trong những trường
hợp toàn bộ chương trình được yêu cầu nhưng không phải tất cả chương trình được
yêu cầu cùng một lúc.
Khả năng thực thi chương trình chỉ một phần chương trình ở trong bộ nhớ có
nhiều lợi điểm:
• Chương trình sẽ không còn bị ràng buộc bởi không gian bộ nhớ vật lý sẳn
có. Người dùng có thể viết chương trình có không gian địa chỉ ảo rất lớn,
đơn giản hoá tác vụ lập trình.
• Vì mỗi chương trình người dùng có thể lấy ít hơn bộ nhớ vật lý nên nhiều
chương trình hơn có thể được thực thi tại một thời điểm. Điều này giúp gia
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 178
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
tăng việc sử dụng CPU và thông lượng nhưng không tăng thời gian đáp
ứng.
• Yêu cầu ít nhập/xuất hơn để nạp hay hoán vị mỗi chương trình người dùng
trong bộ nhớ vì thế mỗi chương trình người dùng sẽ chạy nhanh hơn.
Do đó, chạy một chương trình mà nó không nằm hoàn toàn trong bộ nhớ có lợi
cho cả người dùng và hệ thống.
Bộ nhớ ảo là sự tách biệt bộ nhớ luận lý từ bộ nhớ vật lý. Việc tách biệt này cho
phép bộ nhớ ảo rất lớn được cung cấp cho người lập trình khi chỉ bộ nhớ vật lý nhỏ
hơn là sẳn dùng (hình VIII-1). Bộ nhớ ảo thực hiện tác vụ lập trình dễ hơn nhiều vì
người lập trình không cần lo lắng về lượng bộ nhớ vật lý sẳn có nữa hay về mã gì có
thể được thay thế trong việc phủ lắp; thay vào đó, người lập trình có thể quan tâm vấn
đề được lập trình. Trên những hệ thống hỗ trợ bộ nhớ ảo, việc phủ lắp hầu như biến
mất.
Hình 0-1 Lưu đồ minh hoạ bộ nhớ ảo lơn hơn bộ nhớ vật lý
Thêm vào đó, việc tách biệt bộ nhớ luận lý từ bộ nhớ vật lý, bộ nhớ ảo cũng
cho phép các tập tin và bộ nhớ được chia sẻ bởi những quá trình khác nhau thông qua
việc chia sẻ trang. Ngoài ra, chia sẻ trang cho phép cải tiến năng lực trong khi tạo quá
trình.
Bộ nhớ ảo thường được cài đặt bởi phân trang theo yêu cầu (demand
paging). Nó cũng có thể được cài đặt trong cơ chế phân đoạn. Một vài hệ thống cung
cấp cơ chế phân đoạn được phân trang. Trong cơ chế này các phân đoạn được chia
thành các trang. Do đó, tầm nhìn người dùng là phân đoạn, nhưng hệ điều hành có thể
cài đặt tầm nhìn này với cơ chế phân trang theo yêu cầu. Phân đoạn theo yêu cầu cũng
có thể được dùng để cung cấp bộ nhớ ảo. Các hệ thống máy tính của Burrough dùng
phân đoạn theo yêu cầu. Tuy nhiên, các giải thuật thay thế đoạn phức tạp hơn các giải
thuật thay thế trang vì các đoạn có kích thước thay đổi. Chúng ta không đề cập phân
đoạn theo yêu cầu trong giáo trình này.
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 179
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
IV Phân trang theo yêu cầu
Một hệ thống phân trang theo yêu cầu tương tự một hệ thống phân trang với
hoán vị (hình VIII-2). Các quá trình định vị trong bộ nhớ phụ (thường là đĩa). Khi
chúng ta muốn thực thi một quá trình, chúng ta hoán vị nó vào bộ nhớ. Tuy nhiên,
thay vì hoán vị toàn bộ quá trình ở trong bộ nhớ, chúng ta dùng một bộ hoán vị lười
(lazy swapper). Bộ hoán vị lười không bao giờ hoán vị một trang vào trong bộ nhớ trừ
khi trang đó sẽ được yêu cầu. Vì bây giờ chúng ta xem một quá trình như một chuỗi
các trang hơn là một không gian địa chỉ liên tục có kích thước lớn, nên dùng hoán vị
là không phù hợp về kỹ thuật. Một bộ hoán vị thao tác toàn bộ quá trình, ngược lại
một bộ phân trang (pager) được quan tâm với các trang riêng rẻ của một quá trình.
Do đó, chúng ta dùng bộ phân trang (hơn là bộ hoán vị) trong nối kết với phân trang
theo yêu cầu.
Hình 0-2 Chuyển bộ nhớ được phân trang tới không gian đĩa liên tục
IV.1 Các khái niệm cơ bản
Với cơ chế này, chúng ta cần một số dạng phần cứng hỗ trợ để phân biệt giữa
các trang ở trong bộ nhớ và các trang ở trên đĩa. Cơ chế bit hợp lệ-không hợp lệ có thể
được dùng cho mục đích này. Tuy nhiên, thời điểm này khi bit được đặt “hợp lệ”, giá
trị này hiển thị rằng trang được tham chiếu tới là hợp lệ và ở đang trong bộ nhớ. Nếu
một bit được đặt “không hợp lệ”, giá trị này hiển thị rằng trang không hợp lệ (nghĩa là
trang không ở trong không gian địa chỉ của quá trình) hoặc hợp lệ nhưng hiện đang ở
trên đĩa. Mục từ bảng trang cho trang không ở trong bộ nhớ đơn giản được đánh dấu
không hợp lệ, hay chứa địa chỉ của trang trên đĩa. Trường hợp này được mô tả trong
hình VIII-3.
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 180
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
Hình 0-3 Bảng trang khi một số trang không ở trong bộ nhớ chính
Chú ý rằng, đánh dấu một trang là “không hợp lệ” sẽ không có tác dụng nếu
quá trình không bao giờ truy xuất trang đó. Do đó, nếu chúng ta đoán đúng và tất cả
những trang thật sự cần đều ở trong bộ nhớ, quá trình sẽ chạy chính xác như khi
chúng ta mang tất cả trang vào bộ nhớ. Trong khi quá trình thực thi và truy xuất trang
đang định vị trong bộ nhớ, việc thực thi xử lý bình thường.
Nhưng điều gì xảy ra nếu quá trình cố gắng truy xuất trang mà trang đó không
được mang vào bộ nhớ? Truy xuất một trang được đánh dấu là “không hợp lệ” gây ra
một trap lỗi trang (page-fault trap). Phần cứng phân trang, dịch địa chỉ thông qua
bảng trang, sẽ thông báo rằng bit không hợp lệ được đặt, gây ra một trap tới hệ điều
hành. Trap này là kết quả lỗi của hệ điều hành mang trang được mong muốn vào bộ
nhớ (trong một cố gắng tối thiểu chi phí chuyển đĩa và yêu cầu bộ nhớ) hơn là lỗi địa
chỉ không hợp lệ như kết quả của việc cố gắng dùng một địa chỉ bộ nhớ không hợp lệ
(như một ký hiệu mảng không hợp lệ). Do đó, chúng ta phải sửa trường hợp sơ xuất
này. Thủ tục cho việc quản lý lỗi trang này là không phức tạp (hình VIII-4).
1) Chúng ta kiểm tra bảng bên trong (thường được giữ với khối điều khiển
quá trình) cho quá trình này, để xác định tham chiếu là truy xuất bộ nhớ
hợp lệ hay không hợp lệ.
2) Nếu tham chiếu là không hợp lệ, chúng ta kết thúc quá trình. Nếu nó là
hợp lệ, nhưng chúng ta chưa mang trang đó vào bộ nhớ, bây giờ chúng ta
mang trang đó vào.
3) Chúng ta tìm khung trống (thí dụ, bằng cách mang một trang từ danh sách
khung trống).
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 181
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
4) Chúng ta lập thời biểu thao tác đĩa để đọc trang mong muốn vào khung
trang vừa mới được cấp phát.
5) Khi đọc đĩa hoàn thành, chúng ta sửa đổi bảng bên trong với quá trình và
bảng trang để hiển thị rằng trang bây giờ ở trong bộ nhớ.
6) Chúng ta khởi động lại chỉ thị mà nó bị ngắt bởi trap địa chỉ không hợp lệ.
Bây giờ quá trình có thể truy xuất trang mặc dù nó luôn ở trong bộ nhớ.
Hình 0-4 Các bước quản lý lỗi trang
Vì chúng ta lưu trạng thái (thanh ghi, mã điều kiện, bộ đếm chỉ thị lệnh) của
quá trình bị ngắt khi lỗi trang xảy ra, nên chúng ta có thể khởi động lại quá trình chính
xác nơi và trạng thái, ngoại trừ trang mong muốn hiện ở trong bộ nhớ và có thể truy
xuất. Trong cách này, chúng ta có thể thực thi một quá trình mặc dù các phần của nó
chưa ở trong bộ nhớ. Khi quá trình cố gắng truy xuất các vị trí không ở trong bộ nhớ,
phần cứng trap tới hệ điều hành (lỗi trang). Hệ điều hành đọc trang được yêu cầu vào
bộ nhớ và khởi động lại quá trình như thể trang luôn ở trong bộ nhớ.
Trong trường hợp xấu nhất, chúng ta bắt đầu thực thi một quá trình với không
trang nào ở trong bộ nhớ. Khi hệ điều hành đặt con trỏ chỉ thị lệnh tới chỉ thị đầu tiên
của quá trình. Tuy nhiên, chỉ thị này ở trên trang không nằm trong bộ nhớ, quá trình
lập tức báo lỗi đối với trang đó. Sau khi trang được mang vào trong bộ nhớ, quá trình
tiếp tục thực thi, báo lỗi khi cần cho tới khi mỗi trang nó cần ở trong bộ nhớ. Tại thời
điểm đó, nó có thể thực thi với không có lỗi nào nữa. Cơ chế này là thuần phân
trang yêu cầu (pure demand paging): không bao giờ mang trang vào bộ nhớ cho tới
khi nó được yêu cầu.
Về lý thuyết, một số quá trình có thể truy xuất nhiều trang mới của bộ nhớ với
mỗi sự thực thi chỉ thị (một trang cho một chỉ thị và nhiều trang cho dữ liệu), có thể
gây ra lỗi nhiều trang trên chỉ thị. Trường hợp này sẽ dẫn đến năng lực thực hiện hệ
thống không thể chấp nhận. May thay, phân tích các quá trình thực thi thể hiện rằng
hành vi này là không hoàn toàn xảy ra. Các chương trình có khuynh hướng tham
chiếu cục bộ dẫn đến năng lực phù hợp từ phân trang yêu cầu.
Phần cứng hỗ trợ phân trang theo yêu cầu là tương tự như phần cứng phân
trang và hoán vị.
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 182
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
• Bảng trang: bảng này có khả năng đánh dấu mục từ không hợp lệ thông
qua bit hợp lệ-không hợp lệ hay giá trị đặc biệt của các bit bảo vệ
• Bộ nhớ phụ: bộ nhớ này quản lý các trang không hiện diện trong bộ nhớ
chính. Bộ nhớ phụ thường là đĩa tốc độ cao. Nó được xem như là thiết bị
hoán vị và phần đĩa được dùng cho mục đích này được gọi là không gian
hoán vị.
Ngoài sự hỗ trợ phần cứng này, phần mềm có thể xem xét được yêu cầu. Ràng
buộc kiến trúc phải được áp đặt. Ràng buộc quan trọng được yêu cầu là có thể khởi
động lại bất cứ chỉ thị nào sau khi lỗi trang. Trong hầu hết các trường hợp, yêu cầu
này là dễ dàng thoả mãn. Lỗi trang có thể xảy ra tại bất cứ tham chiếu bộ nhớ nào.
Nếu lỗi trang xảy ra trên việc lấy chỉ thị, chúng ta có thể khởi động lại bằng cách lấy
lại chỉ thị. Nếu lỗi trang xảy ra trong khi chúng ta đang lấy một toán hạng, chúng ta
phải lấy và giải mã lại chỉ thị, và sau đó lấy toán hạng.
IV.2 Năng lực của phân trang theo yêu cầu
Phân trang theo yêu cầu có thể có một ảnh hưởng lớn trên năng lực của một hệ
thống máy tính. Để thấy tại sao, chúng ta tính thời gian truy xuất hiệu quả (effective
access time) cho bộ nhớ được phân trang theo yêu cầu. Đối với hầu hết các hệ thống
máy tính, thời gian truy xuất bộ nhớ, được ký hiệu ma, nằm trong khoảng từ 10 đến
200 nano giây. Với điều kiện là chúng ta không có lỗi trang, thời gian truy xuất hiệu
quả là bằng với thời gian truy xuất bộ nhớ. Tuy nhiên, nếu lỗi trang xảy ra, trước hết
chúng ta phải đọc trang tương ứng từ đĩa và sau đó truy xuất từ mong muốn.
Gọi p là xác suất của lỗi trang (0 ≤ p ≤ 1 ). Chúng ta mong đợi p gần bằng 0;
nghĩa là chỉ có một vài lỗi trang. Thời gian truy xuất hiệu quả là:
Thời gian truy xuất hiệu quả = (1 – p) x ma + p x thời gian lỗi trang
Để tính toán thời gian truy xuất hiệu quả, chúng ta phải biết phải mất bao lâu
để phục vụ một lỗi trang. Để duy trì ở mức độ chấp nhận được sự chậm trễ trong hoạt
động của hệ thống do phân trang, cần phải duy trì tỷ lệ phát sinh lỗi trang thấp.
V Thay thế trang
Thay thế trang thực hiện tiếp cận sau. Nếu không có khung trống, chúng ta tìm
một khung hiện không được dùng và giải phóng nó. Khi chúng ta giải phóng một
khung bằng cách viết nội dung của nó tới không gian hoán vị và thay đổi bảng trang
(và các bảng trang khác) để hiển thị rằng trang không còn ở trong bộ nhớ (hình VIII-
5). Bây giờ chúng ta có thể dùng khung được giải phóng để quản lý trang cho quá
trình bị lỗi. Chúng ta sửa đổi thủ tục phục vụ lỗi trang để chứa thay thế trang:
1) Tìm vị trí trang mong muốn trên đĩa
2) Tìm khung trang trống
a) Nếu có khung trống, dùng nó.
b) Nếu không có khung trống, dùng một giải thuật thay thế trang để chọn
khung “nạn nhân”
c) Viết trang “nạn nhân” tới đĩa; thay đổi bảng trang và khung trang
tương ứng.
3) Đọc trang mong muốn vào khung trang trống; thay đổi bảng trang và khung
trang.
4) Khởi động lại quá trình.
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 183
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
Hình 0-5 Thay thế trang
Chúng ta phải giải quyết hai vấn đề chính để cài đặt phân trang theo yêu cầu:
chúng ta phát triển giải thuật cấp phát khung và giải thuật thay thế trang. Nếu chúng ta
có nhiều quá trình trong bộ nhớ, chúng ta phải quyết định bao nhiêu khung cấp phát
tới quá trình. Ngoài ra, khi thay thế trang được yêu cầu, chúng ta phải chọn các khung
để được thay thế. Thiết kế các giải thuật hợp lý để giải quyết vấn đề này là một tác vụ
quan trọng vì nhập/xuất đĩa là rất đắt. Thậm chí một cải tiến nhỏ trong các phương
pháp phân trang theo yêu cầu sinh ra một lượng lớn năng lực hệ thống.
Có nhiều giải thuật thay thế trang khác nhau. Mỗi hệ điều hành có thể có cơ
chế thay thế của chính nó. Chúng ta chọn một giải thuật thay thế trang như thế nào?
Thông thường, chúng ta muốn một giải thuật tỉ lệ lỗi trang nhỏ nhất.
Chúng ta đánh giá một giải thuật bằng cách chạy nó trên một chuỗi các tham
chiếu bộ nhớ cụ thể và tính số lượng lỗi trang. Chuỗi các tham chiếu bộ nhớ được gọi
là chuỗi tham chiếu. Chúng ta có thể phát sinh chuỗi tham chiếu giả tạo (thí dụ, bằng
bộ phát sinh số ngẫu nhiên). Chọn lựa sau đó tạo ra số lượng lớn dữ liệu (trên thứ tự 1
triệu địa chỉ trên giây). Để làm giảm số lượng dữ liệu này, chúng ta có hai cách
Cách thứ nhất, đối với kích thước trang được cho (và kích thước trang thường
được cố định bởi phần cứng hay hệ thống), chúng ta cần xét chỉ số trang hơn là toàn
địa chỉ. Cách thứ hai, nếu chúng ta có một tham chiếu tới trang p, thì bất cứ những
tham chiếu tức thì theo sau tới trang p sẽ không bao giờ gây lỗi trang. Trang p sẽ ở
trong bộ nhớ sau khi tham chiếu đầu tiên; các tham chiếu theo sau tức thì sẽ không bị
lỗi.
V.1 Thay thế trang FIFO
Giải thuật thay thế trang đơn giản nhất là giải thuật FIFO. Giải thuật này gắn
với mỗi trang thời gian khi trang đó được mang vào trong bộ nhớ. Khi một trang phải
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 184
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
được thay thế, trang cũ nhất sẽ được chọn. Chú ý rằng, nó không yêu cầu nghiêm ngặt
để ghi thời gian khi trang được mang vào. Chúng ta có thể tạo một hàng đợi FIFO để
quản lý tất cả trang trong bộ nhớ. Chúng ta thay thế trang tại đầu hàng đợi. Khi trang
được mang vào bộ nhớ, chúng ta chèn nó vào đuôi của hàng đợi.
Cho một thí dụ về chuỗi tham khảo, 3 khung của chúng ta ban đầu là rỗng. 3
tham khảo đầu tiên (7, 0, 1) gây ra lỗi trang và được mang vào các khung rỗng này.
Tham khảo tiếp theo (2) thay thế trang 7, vì trang 7 được mang vào trước. Vì 0 là
tham khảo tiếp theo và 0 đã ở trong bộ nhớ rồi, chúng ta không có lỗi trang cho tham
khảo này. Tham khảo đầu tiên tới 3 dẫn đến trang 0 đang được thay thế vì thế nó là
trang đầu tiên của 3 trang trong bộ nhớ (0, 1, 2) để được mang vào. Bởi vì thay thế
này, tham khảo tiếp theo, tới 0, sẽ bị lỗi. Sau đó, trang 1 được thay thế bởi trang 0.
Quá trình này tiếp tục như được hiển thị trong hình VIII-6. Mỗi khi một lỗi xảy ra,
chúng ta hiển thị các trang ở trong 3 khung của chúng ta. Có 15 lỗi cả thảy.
Hình 0-6 giải thuật thay thế trang FIFO
Giải thuật thay thế trang FIFO rất dễ hiểu và lập trình. Tuy nhiên, năng lực của
nó không luôn tốt. Trang được cho để thay thế có thể là trang chức nhiều dữ liệu cần
thiết, thường xuyên được sử dụng nên được nạp sớm, do vậy khi chuyển ra bộ nhớ
phụ sẽ nhanh chóng gây ra lỗi trang.
Để hiển thị các vấn đề có thể phát sinh với giải thuật thay thế trang FIFO, chúng
ta xem xét chuỗi tham khảo sau: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5. Hình VIII-7 hiển thị
đường cong lỗi trang khi so sánh với số khung sẳn dùng. Chúng ta chú ý rằng số
lượng lỗi cho 4 khung (10) là lớn hơn số lượng lỗi cho 3 khung (9). Hầu hết các kết
quả không mong đợi này được gọi là sự nghịch lý Belady; đối với một số giải thuật
thay thế trang, tỉ lệ lỗi trang có thể tăng khi số lượng khung được cấp phát tăng.
Chúng ta sẽ mong muốn rằng cho nhiều bộ nhớ hơn tới một quá trình sẽ cải tiến năng
lực của nó. Trong một vài nghiên cứu trước đây, các nhà điều tra đã kết luận rằng giả
thuyết này không luôn đúng. Sự không bình thường của Belady được phát hiện như là
một kết quả.
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 185
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
Hình 0-7 Đường cong lỗi trang cho thay thế FIFO trên chuỗi tham khảo
V.2 Thay thế trang tối ưu hoá
Kết quả phát hiện sự nghịch lý của Belady là tìm ra một giải thuật thay thế
trang tối ưu. Giải thuật thay thế trang tối ưu có tỉ lệ lỗi trang thấp nhất trong tất cả các
giải thuật và sẽ không bao giờ gặp phải sự nghịch lý của Belady. Giải thuật như thế
tồn tại và được gọi là OPT hay MIN. Nó đơn giản là: thay thế trang mà nó không
được dùng cho một khoảng thời gian lâu nhất. Sử dụng giải thuật thay thế trang đảm
bảo tỉ lệ lỗi trang nhỏ nhất có thể cho một số lượng khung cố định.
Thí dụ, trên một chuỗi tham khảo mẫu, giải thuật thay thế trang tối ưu sẽ phát
sinh 9 lỗi trang, như được hiển thị trong hình VIII-8. 3 tham khảo đầu tiên gây ra lỗi
điền vào 3 khung trống. Tham khảo tới trang 2 thay thế trang 7 vì 7 sẽ không được
dùng cho tới khi tham khảo 18, trái lại trang 0 sẽ được dùng tại 5 và trang 1 tại 14.
Tham khảo tới trang 3 thay thế trang 1 khi trang 1 sẽ là trang cuối cùng của 3 trang
trong bộ nhớ được tham khảo lần nữa. Với chỉ 9 lỗi trang, thay thế tối ưu là tốt hơn
nhiều giải thuật FIFO, có 15 lỗi. (Nếu chúng ta bỏ qua 3 lỗi đầu mà tất cả giải thuật
phải gặp thì thay thế tối ưu tốt gấp 2 lần thay thế FIFO.) Thật vậy, không có giải thuật
thay thế nào có thể xử lý chuỗi tham khảo trong 3 khung với ít hơn 9 lỗi.
Tuy nhiên, giải thuật thay thế trang tối ưu là khó cài đặt vì nó yêu cầu kiến thức
tương lai về chuỗi tham khảo. Do đó, giải thuật tối ưu được dùng chủ yếu cho nghiên
cứu so sánh. Thí dụ, nó có thể có ích để biết rằng, mặc dù một giải thuật không tối ưu
nhưng nó nằm trong 12.3% của tối ưu là tệ, và trong 4.7% là trung bình.
Hình 0-8 giải thuật thay thế trang tối ưu
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 186
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
V.3 Thay thế trang LRU
Nếu giải thuật tối ưu là không khả thi, có lẽ một xấp xỉ giải thuật tối ưu là có
thể. Sự khác biệt chủ yếu giữa giải thuật FIFO và OPT là FIFO dùng thời gian khi
trang được mang vào bộ nhớ; giải thuật OPT dùng thời gian khi trang được sử dụng.
Nếu chúng ta sẽ dụng quá khứ gần đây như một xấp xỉ của tương lai gần thì chúng ta
sẽ thay thế trang mà nó không được dùng cho khoảng thời gian lâu nhất (hình VIII-9).
Tiếp cận này là giải thuật ít được dùng gần đây nhất (least-recently-used (LRU) ).
Hình 0-9 giải thuật thay thế trang LRU
Thay thế trang LRU gắn với mỗi trang thời gian sử dụng cuối cùng của trang.
Khi một trang phải được thay thế, LRU chọn trang không được dùng trong một
khoảng thời gian lâu nhất. Chiến lược này là giải thuật thay thế trang tối ưu tìm kiếm
lùi theo thời gian hơn là hướng tới. (gọi SR là trình tự ngược của chuỗi tham khảo S
thì tỉ lệ lỗi trang cho giải thuật OPT trên S là tương tự như tỉ lệ lỗi trang cho giải thuật
OPT trên SR. Tương tự, tỉ lệ lỗi trang đối với giải thuật LRU trên S là giống như tỉ lệ
lỗi trang cho giải thuật LRU trên SR)
Kết quả ứng dụng thay thế LRU đối với chuỗi tham khảo điển hình được hiển
thị trong hình VIII-10. Giải thuật LRU sinh ra 12 lỗi. 5 lỗi đầu tiên là giống như thay
thế tối ưu. Tuy nhiên, khi tham chiếu tới trang 4 xảy ra thay thế LRU thấy rằng 3
khung trong bộ nhớ, trang 2 được dùng gần đây nhất. Trang được dùng gần đây nhất
là trang 0, và chỉ trước khi trang 3 được dùng. Do đó, giải thuật LRU thay thế trang 2,
không biết rằng trang 2 để được dùng. Sau đó, khi nó gây lỗi trang 2, giải thuật LRU
thay thế trang 3, của 3 trang trong bộ nhớ {0, 3, 4} trang 3 ít được sử dụng gần đây
nhất. Mặc dù vấn đề này nhưng thay thế LRU với 12 lỗi vẫn tốt hơn thay thế FIFO
với 15.
Hình 0-10 giải thuật thay thế trang
Chính sách LRU thường được dùng như giải thuật thay thế trang và được xem là
tốt. Vấn đề chính là cách cài đặt thay thế LRU. Một giải thuật thay thế trang LRU có
thể yêu cầu sự trợ giúp phần cứng. Vấn đề là xác định thứ tự cho các khung được định
nghĩa bởi thời gian sử dụng gần nhất. Hai cách cài đặt khả thi là:
• Bộ đếm: trong trường hợp đơn giản nhất, chúng ta gắn mỗi mục từ bảng
trang một trường số lần sử dụng và thêm CPU một đồng hồ luận lý hay bộ
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 187
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
đếm. Đồng hồ được tăng cho mỗi tham khảo bộ nhớ. Bất cứ khi nào một
tham khảo tới trang được thực hiện, các nội dung của thanh ghi đồng hồ
được chép tới trường số lần sử dụng trong mục từ bảng trang cho trang đó.
Trong cách này, chúng ta luôn có thời gian của tham khảo cuối cùng tới
mỗi trang. Chúng ta thay thế trang với giá trị số lần sử dụng nhỏ nhất. Cơ
chế này yêu cầu tìm kiếm bảng trang để tìm ra trang LRU và viết tới bộ
nhớ (tới trường thời gian dùng trong bảng trang) cho mỗi truy xuất bộ nhớ.
Số lần cũng phải được duy trì khi các bảng trang bị thay đổi (do định thời
CPU). Vượt quá giới hạn của đồng hồ phải được xem xét.
• Ngăn xếp: một tiếp cận khác để cài đặt thay thế LRU là giữ ngăn xếp số
trang. Bất cứ khi nào một trang được tham khảo, nó bị xoá từ ngăn xếp và
đặt trên đỉnh. Trong cách này, đỉnh của ngăn xếp luôn là trang được dùng
gần nhất và đáy là trang LRU (hình VIII-11). Vì các mục từ phải được xoá
từ giữa ngăn xếp, nó được cài đặt tốt nhất bởi một danh sách được liên kết
kép với con trỏ đầu và đuôi. Xoá một trang và đặt nó trên đỉnh của ngăn
xếp sau đó yêu cầu thay đổi 6 con trỏ trong trường hợp xấu nhất. Mỗi cập
nhật là ít chi phí hơn nhưng không cần tìm một thay thế; con trỏ đuôi chỉ
tới đáy của ngăn xếp là trang LRU. Tiếp cận này đặc biệt phù hợp cho cài
đặt phần mềm hay vi mã của thay thế LRU.
Thay thế tối ưu hoá và LRU không gặp phải sự nghịch lý của Belady. Có một
lớp giải thuật thay thế trang được gọi là giải thuật ngăn xếp, mà nó không bao giờ
hiển thị sự nghịch lý Belady. Một giải thuật ngăn xếp là một giải thuật mà nó có thể
được hiển thị rằng tập hợp trang trong bộ nhớ đối với n khung trang luôn là tập hợp
con của tập hợp các trang mà nó ở trong bộ nhớ với n + 1 khung. Đối với thay thế
LRU, tập hợp trang trong bộ nhớ là n trang được tham khảo gần đây nhất. Nếu số
trang được gia tăng thì n trang này sẽ vẫn là những trang được tham khảo gần đây
nhất và vì thế sẽ vẫn ở trong bộ nhớ.
Chú ý rằng cài đặt LRU sẽ có thể không có sự trợ giúp phần cứng ngoại trừ
thanh ghi TLB. Cập nhật các trường đồng hồ hay ngăn xếp phải được thực hiện cho
mỗi tham khảo bộ nhớ. Nếu chúng ta sử dụng ngắt cho mỗi tham khảo bộ nhớ, cho
phép phần mềm cập nhật cấu trúc dữ liệu thì nó sẽ làm chậm mỗi tham khảo bộ nhớ
gần 1 phần 10. Rất ít hệ thống có thể chịu cấp độ chi phí đó cho việc quản lý bộ nhớ.
Hình 0-11 sử dụng ngăn xếp để ghi những tham khảo trang gần nhất
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 188
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
V.4 Giải thuật thay thế trang xấp xỉ LRU
Rất ít hệ thống máy tính cung cấp đầy đủ hỗ trợ phần cứng cho thay thế trang
LRU. Một số hệ thống không cung cấp bất cứ sự hỗ trợ phần cứng và giải thuật thay
thế trang khác (như giải thuật FIFO) phải được dùng. Tuy nhiên, nhiều hệ thống cung
cấp một vài hỗ trợ trong dạng 1 bit tham khảo. Bit tham khảo cho một trang được đặt
bởi phần cứng, bất cứ khi nào trang đó được tham khảo (đọc hay viết tới bất cứ bit
nào trong trang). Các bit tham khảo gắn liền với mỗi mục từ trong bảng trang.
Ban đầu, tất cả bit được xoá (tới 0) bởi hệ điều hành. Khi một quá trình người
dùng thực thi, bit được gán với mỗi trang được tham khảo được đặt (tới 1) bởi phần
cứng. Sau thời gian đó, chúng có thể xác định trang nào được dùng và trang nào
không được dùng bằng cách xem xét các bit tham khảo. Chúng ta không biết thứ tự sử
dụng nhưng chúng ta biết trang nào được dùng và trang nào không được dùng. Thông
tin thứ tự từng phần dẫn tới nhiều giải thuật thay thế trang xấp xỉ thay thế LRU.
V.4.1 Giải thuật các bit tham khảo phụ
Chúng ta có thể nhận thêm thông tin thứ tự bằng cách ghi nhận các bit tham
khảo tại những khoảng thời gian đều đặn. Chúng ta có thể giữ một byte cho mỗi trang
trong một bảng nằm trong bộ nhớ. Tại những khoảng thời gian đều đặn (mỗi 100 mili
giây), một ngắt thời gian chuyển điều khiển tới hệ điều hành. Hệ điều hành chuyển bit
tham khảo cho mỗi trang vào bit có trọng số lớn nhất của byte, dịch các bit còn lại
sang phải 1 bit. Xoá bit có trọng số thấp nhất. Thanh ghi dịch 8 bit có thể chứa lịch sử
của việc sử dụng trang đối với 8 lần gần nhất. Nếu thanh ghi dịch chứa 00000000, thì
trang không được dùng cho 8 thời điểm; một trang được dùng ít nhất một lần mỗi thời
điểm sẽ có giá trị thanh ghi dịch là 11111111.
Một thanh ghi với giá trị thanh ghi lịch sử là 11000100 được dùng gần đây
hơn một trang với 01110111. Nếu chúng ta thông dịch 8 bit này như số nguyên không
dấu, trang với số thấp nhất là trang LRU và nó có thể được thay thế. Tuy nhiên, các số
này không đảm bảo duy nhất, chúng ta thay thế tất cả trang với giá trị nhỏ nhất hay
dùng FIFO để chọn giữa chúng.
Dĩ nhiên, số lượng bit lịch sử có thể khác nhau và có thể được chọn (phụ
thuộc phần cứng sẳn có) để thực hiện cập nhật nhanh nhất có thể. Trong trường hợp
cực độ, số có thể được giảm về 0, chỉ bit tham khảo chính nó. Giải thuật này được gọi
là giải thuật thay thế trang cơ hội thứ hai (second-chance page-replacement
algorithm).
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 189
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
V.4.2 Giải thuật cơ hội thứ hai
Hình 0-12 giải thuật thay thế trang cơ hội thứ hai
Giải thuật thay thế trang cơ hội thứ hai cơ bản là giải thuật thay thế FIFO. Tuy
nhiên, khi một trang được chọn, chúng ta xét bit tham khảo của nó. Nếu giá trị bit này
là 0, chúng ta xử lý để thay thế trang này. Tuy nhiên, nếu bit tham khảo được đặt tới
1, chúng ta cho trang đó một cơ hội thứ hai và di chuyển để chọn trang FIFO kế tiếp.
Khi một trang nhận cơ hội thứ hai, bit tham khảo của nó được xoá và thời gian đến
của nó được đặt lại là thời gian hiện hành. Do đó, một trang được cho cơ hội thứ hai
sẽ không được thay thế cho đến khi tất cả trang khác được thay thế (hay được cho cơ
hội thứ hai). Ngoài ra, nếu một trang được dùng đủ thường xuyên để giữ bit tham
khảo của nó được đặt, nó sẽ không bao giờ bị thay thế.
Một cách để cài đặt giải thuật cơ hội thứ hai như một hàng đợi vòng. Một con
trỏ hiển thị trang nào được thay thế tiếp theo. Khi một khung được yêu cầu, con trỏ
tăng cho tới khi nó tìm được trang với bit tham khảo 0. Khi nó tăng, nó xoá các bit
tham khảo (hình VIII-12). Một khi trang nạn nhân được tìm thấy, trang được thay thế
và trang mới được chèn vào hàng đợi vòng trong vị trí đó. Chú ý rằng, trong trường
hợp xấu nhất khi tất cả bit được đặt, con trỏ xoay vòng suốt toàn hàng đợi, cho mỗi
trang một cơ hội thứ hai. Thay thế cơ hội thứ hai trở thành thay thế FIFO nếu tất cả bit
được đặt.
V.4.3 Giải thuật cơ hội thứ hai nâng cao
Chúng ta có thể cải tiến giải thuật cơ hội thứ hai bằng cách xem xét cả hai bit
tham khảo và sửa đổi như một cặp được xếp thứ tự. Với hai bit này , chúng ta có 4
trường hợp có thể:
1) (0,0) không được dùng mới đây và không được sửa đổi-là trang tốt nhất để
thay thế.
2) (0,1) không được dùng mới đây nhưng được sửa đổi-không thật tốt vì
trang cần được viết ra trước khi thay thế.
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 190
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
3) (1,0) được dùng mới đây nhưng không được sửa đổi-nó có thể sẽ nhanh
chóng được dùng lại.
4) (1,1) được dùng mới đây và được sửa đổi-trang có thể sẽ nhanh chóng
được dùng lại và trang sẽ cần được viết ra đĩa trước khi nó có thể được
thay thế.
Khi thay thế trang được yêu cầu, mỗi trang ở một trong bốn trường hợp.
Chúng ta dùng cùng một cơ chế như giải thuật đồng hồ, nhưng thay vì xem xét trang
chúng ta đang trỏ tới có bit tham khảo được đặt tới 1 hay không, chúng ta xem xét
trường hợp mà trang đó đang thuộc về. Chúng ta thay thế trang đầu tiên được gặp
trong trường hợp thấp nhất không rỗng. Có thể chúng ta phải quét hàng đợi vòng
nhiều lần trước khi chúng ta tìm một trang được thay thế.
Giải thuật này được dùng trong cơ chế quản lý bộ nhớ ảo của Macintosh. Sự
khác nhau chủ yếu giữa giải thuật này và giải thuật đồng hồ đơn giản hơn là chúng ta
cho tham khảo tới các trang đó mà chúng được sửa đổi để cắt giảm số lượng
nhập/xuất được yêu cầu.
V.4.4 Thay thế trang dựa trên cơ sở đếm
Có nhiều giải thuật khác có thể được dùng để thay thế trang. Thí dụ, chúng ta có
thể giữ bộ đếm số lần tham khảo đối với mỗi trang và phát triển hai cơ chế sau:
• Giải thuật thay thế trang được dùng ít thường xuyên nhất (the least
frequently used (LFU) page-replacement algorithm) yêu cầu trang với số
đếm nhỏ nhất được thay thế. Lý do cho sự chọn lựa này là trang được dùng
nên có bộ đếm tham khảo lớn. Giải thuật này gặp phải trường hợp: trang
được dùng nhiều trong quá trình khởi tạo nhưng không bao giờ được dùng
lại. Vì nó được dùng nhiều nên nó có bộ đếm lớn và vẫn ở trong bộ nhớ
mặc dù nó không còn cần nữa. Một giải pháp là dịch bộ đếm sang phải 1
bit tại khoảng thời gian đều đặn, hình thành một bộ đếm sử dụng trung
bình giảm theo hàm mũ.
• Giải thuật thay thế trang được dùng thường xuyên nhất (the most
frequently used (MFU) page-replacement algorithm) thay thế trang có giá
trị đếm lớn nhất, nghĩa là trang được sử dụng nhiều nhất.
VI Cấp phát khung trang
Chúng ta cấp phát lượng bộ nhớ trống cố định giữa các quá trình khác nhau như
thế nào? Nếu chúng ta có 93 khung trang trống và 2 quá trình, bao nhiêu khung trang
mỗi quá trình sẽ nhận?
Trường hợp đơn giản nhất của bộ nhớ ảo là hệ thống đơn nhiệm. Xét một hệ
thống đơn nhiệm với 128 KB bộ nhớ được hình thành từ các trang có kích thước 1
KB. Do đó, có 128 khung trang. Hệ điều hành có thể lấy 35 KB, còn lại 93 khung
trang cho quá trình người dùng. Dưới thuần phân trang yêu cầu, tất cả 93 khung trang
đầu tiên được đặt vào danh sách khung trống. Khi một quá trình người dùng bắt đầu
thực thi, nó sinh ra một chuỗi lỗi trang. Những lỗi trang 93 đầu tiên nhận những
khung trống từ danh sách khung trống. Khi danh sách khung trống hết, một giải thuật
thay thế trang được dùng để chọn một trong 93 trang đang ở trong bộ nhớ để thay thế
với trang thứ 94, …Khi một quá trình kết thúc, khung trang 93 một lần nữa được thay
thế trên danh sách khung trang trống.
Có nhiều thay đổi trên chiến lược đơn giản này. Chúng ta có thể yêu cầu hệ điều
hành cấp phát tất cả vùng đệm của nó và không gian bảng từ danh sách khung trống.
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 191
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
Khi không gian này không được dùng bởi hệ điều hành, nó có thể được dùng để hỗ trợ
phân trang người dùng. Chúng ta có thể cố gắng giữ 3 khung trang trống được dự trữ
trên danh sách khung trang trống tại tất cả thời điểm. Do đó, khi lỗi trang xảy ra có
một khung trống sẳn có đối với trang. Trong khi hoán vị trang xảy ra, một thay thế có
thể được chọn, sau đó trang được viết tới đĩa khi quá trình người dùng tiếp tục thực
thi.
Một thay đổi khác cũng có thể thực hiện trên chiến lược cơ bản là quá trình
người dùng được cấp phát bất cứ khung trang nào trống.
Một vấn đề khác phát sinh khi phân trang yêu cầu được kết hợp với đa chương.
Đa chương đặt hai hay nhiều quá trình trong bộ nhớ tại cùng một thời điểm.
VI.1 Số khung trang tối thiểu
Những chiến lược cấp phát khung trang bị ràng buộc trong nhiều cách khác
nhau. Chúng ta không thể cấp phát nhiều hơn toàn bộ số khung trang sẳn có (nếu
không có chia sẻ trang). Chúng ta cũng cấp phát ít nhất số khung trang tối thiểu. Chú
ý, khi số khung trang được cấp phát tới mỗi quá trình giảm, tỉ lệ lỗi trang tăng, giảm
việc thực thi quá trình.
Ngoài ra, năng lực thực hiện việc cấp phát ngoài mong muốn chỉ có một vài
khung trang, có số khung trang tối thiểu phải được cấp phát. Số lượng tối thiểu. Số tối
thiểu này được qui định bởi kiến trúc máy tính. Nhớ rằng, khi lỗi trang xảy ra trước
khi chỉ thị thực thi hoàn thành, chỉ thị phải bắt đầu lại. Do đó, chúng ta phải có đủ
khung trang để giữ tất cả trang khác nhau mà bất cứ chỉ thị đơn có thể tham khảo.
Thí dụ, xét một máy trong đó tất cả chỉ thị tham khảo bộ nhớ chỉ có một địa
chỉ bộ nhớ. Do đó, chúng ta cần ít nhất một khung trang cho chỉ thị và một khung
trang cho tham khảo bộ nhớ. Ngoài ra, nếu định địa chỉ gián tiếp cấp 1 được phép (thí
dụ, một chỉ thị load trên trang 16 có thể tham khảo tới một địa chỉ bộ nhớ trên trang 0,
mà nó tham khảo gián tiếp tới trang 23), thì phân trang yêu cầu ít nhất 3 khung trên
quá trình. Điều gì có thể xảy ra nếu một quá trình chỉ có hai khung trang.
VI.1.1 Các giải thuật cấp phát trang
Có hai tiếp cận:
1. Cấp phát cố định
• Cấp phát công bằng: nếu có m khung trang và n quá trình, mỗi quá
trình được cấp m/n khung trang
• Cấp phát theo tỉ lệ: dựa vào kích thước của tiến trình để cấp phát số
khung trang:
i. Gọi si = kích thước của bộ nhớ ảo cho quá trình pi
ii. S = ∑ si
iii. m = tổng số khung trang có thể sử dụng
iv. Cấp phát ai khung trang tới quá trình pi: ai = (si / S) m
2. Cấp phát theo độ ưu tiên
Sử dụng ý tưởng cấp phát theo tỷ lệ, nhưng lượng khung trang cấp cho quá trình
phụ thuộc vào độ ưu tiên của quá trình hơn là phụ thuộc kích thước quá trình
Nếu quá trình pi phát sinh lỗi trang, chọn một trong các khung trang của nó để
thay thế, hoặc chọn một khung trang của quá trình khác với độ ưu tiên thấp hơn để
thay thế.
• Thay thế trang toàn cục hay cục bộ
Có thể phân các thuật toán thay thế trang thành hai lớp chính:
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 192
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
i. Thay thế toàn cục: khi lỗi trang xảy ra với một quá trình, chọn trang
“nạn nhân” từ tập tất cả các khung trang trong hệ thống, bất kể khung
trang đó đang được cấp phát cho một quá trình khác.
ii. Thay thế cục bộ: yêu cầu chỉ được chọn trang thay thế trong tập các
khung trang được cấp cho quá trình phát sinh lỗi trang
Một khuyết điểm của giải thuật thay thế toàn cục là các quá trình không thể
kiểm soát được tỷ lệ phát sinh lỗi trang của mình. Vì thế, tuy giải thuật thay thế toàn
cục nhìn chung cho phép hệ thống có nhiều khả năng xử lý hơn, nhưng nó có thể dẫn
hệ thống đến tình trạng trì trệ toàn bộ hệ thống (thrashing).
VIITrì trệ toàn hệ thống
Nếu một quá trình không có đủ các khung trang để chứa những trang cần thiết
cho xử lý thì nó sẽ thường xuyên phát sinh lỗi trang và vì thế phải dùng đến rất nhiều
thời gian sử dụng CPU để thực hiện thay thế trang. Một hoạt động phân trang như thế
được gọi là sự trì trệ (thrashing). Một quá trình lâm vào trạng thái trì trệ nếu nó sử
dụng nhiều thời gian để thay thế hơn là để xử lý.
Hiện tượng này ảnh hưởng nghiêm trọng đến hoạt động hệ thống, xét tình huống
sau:
1) Hệ điều hành giám sát việc sử dụng CPU
2) Nếu hiệu suất sử dụng CPU quá thấp, hệ điều hành sẽ nâng mức độ đa
chương bằng cách đưa thêm một quá trình mới vào hệ thống.
3) Hệ thống có thể sử dụng giải thuật thay thế toàn cục để chọn các trang nạn
nhân thuộc một tiến trình bất kỳ để có chỗ nạp quá trình mới, có thể sẽ
thay thế cả các trang của tiến trình đang xử lý hiện hành.
4) Khi có nhiều quá trình trong hệ thống hơn, thì một quá trình sẽ được cấp ít
khung trang hơn và do đó phát sinh nhiều lỗi trang hơn.
5) Khi các quá trình phát sinh nhiều lỗi trang, chúng phải trải qua nhiều thời
gian chờ các thao tác thay thế trang hoàn tất, lúc đó hiệu suất sử dụng CPU
lại giảm.
6) Hệ điều hành lại quay trở lại bước 1.
Theo kịch bản trên đây, hệ thống sẽ lâm vào tình trạng luẩn quẩn của việc giải
phóng các trang để cấp phát thêm khung trang cho một quá trình, và các quá trình
khác lại thiếu khung trang..và các quá trình không thể tiếp tục xử lý. Đây chính là tình
trạng trì trệ toàn bộ hệ thống. Khi tình trạng trì trệ này xảy ra, hệ thống gần như mất
khả năng xử lý, tốc độ phát sinh lỗi trang tăng rất cao không công việc nào có thể kết
thúc vì tất cả quá trình đều bận rộn với việc phân trang.
Để ngăn cản tình trạng trì trệ này xảy ra, cần phải cấp cho quá trình đủ các
khung trang cần thiết để hoạt động. Vấn đề cần giải quyết là làm sao biết được quá
trình cần bao nhiêu trang?
VII.1 Mô hình cục bộ
Theo lý thuyết cục bộ thì khi một quá trình xử lý nó có khuynh hướng di
chuyển từ nhóm trang cục bộ này đến nhóm trang cục bộ khác. Một nhóm trang cục
bộ là một tập các trang đang được quá trình dùng đến trong một khoảng thời gian.
Một chương trình thường bao gồm nhiều nhóm trang cục bộ khác nhau và chúng có
thể giao nhau.
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 193
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
VII.2 Mô hình tập làm việc
Mô hình tập làm việc (working set model) này dựa trên cơ sở lý thuyết cục bộ.
Mô hình này sử dụng tham số ∆ để định nghĩa cửa sổ cho tập làm việc. Giả sử, khảo
sát ∆ đơn vị thời gian (lần truy xuất trang) cuối cùng, tập các trang được quá trình truy
xuất đến trong ∆ lần truy cập cuối cùng được gọi là tập làm việc của quá trình tại thời
điểm hiện tại. Nếu một trang đang được quá trình truy xuất tới, nó sẽ nằm trong tập
làm việc nếu nó không sử dụng nữa, nó sẽ bị loại khỏi tập làm việc của quá trình sau
∆ đơn vị thời gian kể từ lần truy xuất cuối cùng đến nó. Như vậy, tập làm việc chính
là sự xấp xỉ của khái niệm nhóm trang cục bộ.
Hình 0-13 Mô hình tập làm việc
Thuộc tính rất quan trọng của tập làm việc là kích thước của nó. Nếu tính toán
kích thước tập làm việc WSSi, cho mỗi tiến trình trong hệ thống thì có thể xem:
D = ∑ WSSi
Với D là tổng số khung trang yêu cầu cho toàn hệ thống. Mỗi quá trình sử dụng
các trang trong tập làm việc của nó, nghĩa là quá trình i yêu cầu WSSi khung trang.
Nếu tổng số trang yêu cầu vượt quá tổng số trang có thể sử dụng trong hệ thống (D >
m), thì sẽ xảy ra tình trạng trì trệ toàn bộ.
Dùng mô hình tập làm việc là đơn giản. Hệ điều hành kiểm soát tập làm việc
của mỗi quá trình và cấp phát cho quá trình tối thiểu các khung trang để chứa đủ tập
làm việc của nó. Nếu có đủ khung trang bổ sung thì quá trình khác có thể được khởi
tạo. Nếu tổng kích thước tập làm việc gia tăng vượt quá tổng số khung sẳn có, hệ điều
hành chọn một quá trình để tạm dừng. Những trang của quá trình này được viết ra đĩa
và các khung trang của nó được cấp phát lại cho quá trình khác. Quá trình được tạm
dừng có thể khởi động lại sau đó.
Chiến lược tập làm việc ngăn chặn sự trì trệ trong khi giữ cấp độ đa chương cao
nhất có thể. Do đó, nó tối ưu việc sử dụng CPU.
Khó khăn với mô hình tập làm việc này là giữ vết của tập làm việc. Cửa sổ tập
làm việc là một cửa sổ di chuyển. Tại mỗi tham khảo bộ nhớ, một tham khảo mới xuất
hiện khi một tham khảo trước đó kết thúc và tham khảo cũ nhất trở thành điểm kết
thúc khác. Một trang ở trong tập làm việc nếu nó được tham khảo bất cứ nơi nào trong
cửa sổ tập làm việc. Chúng ta có thể xem mô hình tập làm việc gần xấp xỉ với ngắt
đồng hồ sau từng chu kỳ cố định và bit tham khảo.
VII.3 Tần suất lỗi trang
Tần suất lỗi trang rất cao khiến tình trạng trì trệ hệ thống xảy ra. Khi tần suất
lỗi trang quá cao, quá trình cần thêm một số khung trang. Ngược lại, khi tần suất quá
thấp, quá trình có thể sở hữu nhiều khung trang hơn mức cần thiết. Có thể thiết lập
một giá trị cận trên và cận dưới cho tần suất xảy ra lỗi trang và trực tiếp ước lượng và
kiểm soát tần suất lỗi trang để ngăn chặn tình trạng trì trệ xảy ra:
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 194
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
• Nếu tần suất lỗi trang vượt quá cận trên, cấp cho quá trình thêm một khung
trang
• Khi tần suất lỗi trang thấp hơn cận dưới, thu hồi bớt một khung trang từ
quá trình.
Với chiến lược tập làm việc, chúng ta có thể có phải tạm dừng một quá trình.
Nếu tỉ lệ lỗi trang tăng và không có trang nào trống, chúng ta phải chọn một số quá
trình và tạm dừng nó. Sau đó, những khung trang được giải phóng sẽ được phân phối
lại cho các quá trình với tỉ lệ lỗi trang cao.
VIIICác vấn đề khác
VIII.1
Kích thước trang
Kích thước trang thông thường được xác định bởi phần cứng. Không có sự chọn
lựa lý tưởng cho kích thước trang:
• Kích thước trang càng lớn thì kích thước bảng trang càng giảm
• Kích thước trang càng nhỏ thì cho phép tổ chức nhóm trang cục bộ tốt hơn
và giảm sự phân mãnh trong
• Thời gian nhập xuất nhỏ khi kích thước trang lớn
• Kích thước trang nhỏ thì có thể giảm số lượng thao tác nhập xuất cần thiết
vì có thể xác định các nhóm trang cục bộ chính xác hơn
• Kích thước trang lớn sẽ giảm tần xuất lỗi trang
Đa số các hệ thống chọn kích thước trang là 4 KB.
VIII.2
Cấu trúc chương trình
Về nguyên tắc, kỹ thuật phân trang theo yêu cầu được thiết kế nhằm giúp
người dùng khỏi bận tâm đến việc sử dụng bộ nhớ một cách hiệu quả. Tuy nhiên, nếu
hiểu rõ tổ chức bộ nhớ trong kỹ thuật phân trang, lập trình viên có thể giúp cho hoạt
động của hệ thống tốt hơn với chương trình được xây dựng phù hợp.
Thí dụ, giả sử 1 trang có kích thước 128 bytes, một chương trình khởi tạo và
gán giá trị mảng có kích thước 128x128 như sau:
Var A: array[1..128] of array [1..128] of byte;
For i:= 1 to 128 do
For j:=1 to 128 do
A[i][j]:=0;
Trong Pascal, C, PL/I, mảng trên đây được lưu trữ theo thứ tự dòng, mỗi dòng
mảng chiếm một trang bộ nhớ, do đó tổng số lỗi trang phát sinh sẽ là 128.
Trong Fortran, mảng trên đây lại được lưu trữ theo thứ tự cột, do đó tổng số lỗi
trang phát sinh sẽ là 128x128 = 1638.
VIII.3
Neo các trang trong bộ nhớ chính
Khi áp dụng kỹ thuật phân trang đôi lúc có nhu cầu “neo” trong bộ nhớ chính
một số trang quan trọng hoặc thường được sử dụng hoặc không thể chuyển ra bộ nhớ
phụ để bảo toàn dữ liệu.
Khi đó sử dụng thêm một bit khoá gán tương ứng cho từng khung trang. Một
khung trang có bit khoá được đặt sẽ không bị chọn để thay thế.
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 195
Đại Học Cần Thơ - Khoa Công Nghệ Thông Tin - Giáo Trình Hệ Điều Hành – V1.0
IX Tóm tắt
Mong muốn có thể thực thi một quá trình có không gian địa chỉ luận lý lớn hơn
không gian địa chỉ vật lý sẳn có. Người lập trình có thể làm một quá trình như thế có
thể thực thi bằng cách cấu trúc lại nó dùng cơ chế phủ lắp, nhưng thực hiện điều này
thường là một tác vụ lập trình khó. Bộ nhớ ảo là một kỹ thuật cho phép không gian
địa chỉ luận lý được ánh xạ vào bộ nhớ vật lý nhỏ hơn. Bộ nhớ ảo cho phép những quá
trình cực lớn được chạy và cũng cho phép cấp độ đa chương được gia tăng, tăng khả
năng sử dụng CPU. Ngoài ra, nó giải phóng người lập trình ứng dụng từ việc lo lắng
khả năng sẳn có của bộ nhớ.
Thuần phân trang theo yêu cầu mang vào một trang cho tới khi trang đó được
tham khảo. Tham khảo đầu tiên gây ra lỗi trang tới hệ điều hành. Hệ điều hành xem
xét bảng trang bên trong để xác định nơi trang được định vị trên vùng bộ nhớ phụ.
Bảng trang được cập nhật để phản ánh sự thay đổi này, cho phép một quá trình chạy
mặc dù toàn bộ hình ảnh bộ nhớ của nó không ở trong bộ nhớ chính. Khi tỉ lệ lỗi trang
tương đối thấp, năng lực có thể chấp nhận.
Chúng ta có thể dùng phân trang theo yêu cầu để giảm số khung trang được cấp
phát tới quá trình. Sắp xếp này có thể tăng cấp độ đa chương (cho phép nhiều quá
trình sẳn sằng thực thi tại một thời điểm). Nó cũng cho phép các quá trình được thực
thi mặc dù yêu cầu bộ nhớ vượt quá toàn bộ bộ nhớ vật lý sẳn có. Những quá trình
như thế chạy trong bộ nhớ ảo.
Nếu tổng số yêu cầu bộ nhớ vượt quá bộ nhớ vật lý, thì nó cần thay thế trang từ
bộ nhớ tới các khung trang trống cho những trang mới. Những giải thuật thay thế
trang khác nhau được dùng. Thay thế trang FIFO là dễ dàng đối với chương trình
nhưng gặp phải lỗi Belady. Thay thế trang tối ưu yêu cầu kiến thức tương lai. Thay
thế LRU là xấp xỉ tối ưu nhưng nó rất khó cài đặt. Hầu hết các giải thuật thay thế
trang như giải thuật cơ hội thứ hai là xấp xỉ thay thế LRU.
Ngoài ra đối với giải thuật thay thế trang, chính sách cấp phát khung trang được
yêu cầu. Cấp phát có thể cố định, đề nghị thay thế trang cục bộ, hay động, đề nghị
thay thế toàn cục. Mô hình tập làm việc cho rằng các quá trình thực thi trong các vị
trí. Tập làm việc là tập các trang trong các vị trí hiện hành. Theo đó, mỗi quá trình nên
được cấp phát đủ các khung cho tập làm việc hiện hành của nó.
Nếu một quá trình không có đủ bộ nhớ cho tập làm việc của nó, nó sẽ bị trì trệ.
Cung cấp đủ khung cho mỗi quá trình để tránh trì trệ có thể yêu cầu quá trình hoán vị
và định thời.
Ngoài ra, để yêu cầu chúng ta giải quyết các vấn đề chính của thay thế trang và
cấp phát khung trang, thiết kế hợp lý hệ thống phân trang yêu cầu chúng ta xem xét
kích thước trang, nhập/xuất, khoá, phân lại trang, tạo quá trình, cấu trúc chương trình,
sự trì trệ,.. Bộ nhớ ảo có thể được xem như một cấp của cơ chế phân cấp trong các cấp
lưu trữ trong hệ thống máy tính. Mỗi cấp có thời gian truy xuất, kích thước và tham số
chi phí của chính nó.
Biên soạn: Th.s Nguyễn Phú Trường - 09/2005
Trang 196
19 trang
26560
Free
Bạn đang xem tài liệu "Giáo trình Hệ điều hành V1.0 - Bài: Bộ nhớ ảo - Nguyễn Phú Trường", để tải tài liệu gốc về máy hãy click vào nút Download ở trên
File đính kèm:
- giao_trinh_he_dieu_hanh_v1_0_bai_bo_nho_ao_nguyen_phu_truong.pdf
