メモリ管理 4.3, 4.4 章

1. メモリ管理4.3, 4.4 章 さだ

2. 4.3 仮想メモリ • プログラムが大きすぎてメモリに入りきらない問題 • オーバレイ：初期の解決策 • プログラムを分割してメモリに格納する • プログラムのスワップイン・アウトはOSがやってくれる • プログラムの分割はプログラマの仕事 • →大変！ • 仮想メモリ：現代の解決策 • プログラムコード，データ，スタックからなるプログラム全体が物理メモリサイズを越えてもOK

3. 4.3.1 ページング • 仮想アドレス • 例： MOVE REG, 1000 • この1000というのが仮想アドレス • 仮想アドレスは仮想アドレス空間を持つ • 仮想アドレスはMMU (Memory Management Unit) で物理メモリアドレスへ変換される • 現代のMMUはたいていCPUに内蔵されています • ページ • 仮想アドレス空間を区切る単位 • ページフレーム • 物理メモリ内の対応する部分

4. マッピング • 図4-10を参照 • 例：仮想アドレス8192→ページフレーム6 • 1ビットの存在/不在ビット • 例：仮想アドレス32780→ない！ • CPUはOSへトラップ（ページフォールト） • MMUの動作例 • 仮想アドレス8196 :0010,0000,000,0100 • ページテーブル2を参照 ページテーブル オフセット

5. 4.3.2 ページテーブル • 実現のための問題点 • ページテーブルサイズが巨大になってしまう • マッピングは高速でなければならない • 例 • 仮想アドレス32bit，ページサイズ4KBだと • 仮想ページ数＝ページテーブルエントリ数は100万 • しかもページテーブルはプロセスごとに必要

6. マルチレベルページテーブル • 例えば，10,10,12 と区切る • この場合，最大ページテーブル数は1025になるが，実際はもっと少なくて済む • 図4-12の例だと4つ

7. ページテーブルエントリの構造 • キャッシング不可：主にデバイスレジスタ用 • 参照ビット：ページ置き換えアルゴリズムに使われる • 修正ビット：ページに書き込みがあるとセットされる，古いページフレームを読まない用 • 保護ビット：許可するアクセスの種類 • 存在・不在ビット • ページフレーム番号

8. 4.3.3 TLB • ページングによる性能低下という問題 • 実は，多くのアクセスはある一部分のページ群へのアクセスである • TLB (Translation Lookaside Buffer) • ページテーブルの一部分を変換するハードウェア • TLBになかったらMMUにアクセス • MMUはTLBにないことを前提に処理できる

9. 4.3.4 逆引きページテーブル • エントリ数が巨大 • 例：アドレス空間 4GB で，ページサイズが4096倍とだとエントリ数は100万→ページテーブル当たり4MB必要 • 逆引きページテーブル • ページフレーム1つにつき1つのエントリを持つ • 例：物理メモリ256MBでページサイズが4KBであればエントリ数は65536で良い • 問題 • 仮想アドレスから物理アドレスへの変換が大変 • 解決策 • TLBを用いる • ハッシュテーブルを用いて検索を高速化する

10. 4.4 ページ置き換えアルゴリズム • ページフォールトが発生した場合に，どのページを追い出すか • 頻繁にアクセスするページを追い出すと性能が落ちる • あまり使わないページを追い出せば性能が上がる

11. 4.4.1 最適ページ置き換えアルゴリズム • 最も理想的なアルゴリズム • 最大のラベルを持ったページを追い出す • 将来生じるページフォールトをなるべく遠い将来においやる • しかし，実現不可能 • OSは次に参照されるページを予測できないから

12. 4.4.2 NRUアルゴリズム • ページテーブルの参照・修正ビットを用いる • 4つのカテゴリに分類 • クラス０：参照も修正もされていない • クラス１：参照されていないが，修正されている • クラス２：参照されたが，修正されていない • クラス３：参照も修正もされた • NRU (Not Recently Used) algorithm は空ではない最下位のクラスからランダムにページを消す • 最適ではないが，容易な実装と十分な性能という特徴を持つ

13. 4.4.3 先入れ先出しページ置き換えアルゴリズム • いわゆる FIFO (First Input First Output) • 古いページを優先的に消す • しかし，古いページ＝使われないページではない！ • というわけで，このまま使われることはない

14. 4.4.4 セカンドチャンス置き換えアルゴリズム • FIFOの改良版 • ページを時系列に並べる • ページフォールトが起きたら古いページから参照 • もし参照ビットがセットされていれば，参照ビットをクリアして一番新しいページとして扱う • もし参照ビットがなければ消す

15. 4.4.5 クロックページ置き換えアルゴリズム • セカンドチャンス置き換えアルゴリズムの改良 • ページをリスト上でせわしなく移動させているため効率的でない • 環状リストにする • 実現方法が違うだけで本質的には同じ

16. 4.4.6 LRUページ置き換えアルゴリズム • LRU (Least Recently Use page) • 最近使われたページはまたすぐに使われるだろう，という戦略 • 実現可能であるがコストは小さくない • 実現手法はいくつかある • 例：図4-18 • ページテーブル数 n とすると，n×nの行列を用意 • ページフレームkが参照されると • 行kを全て1に設定 • 列kを全て0に設定 • ページフォールトの場合 • 行を2進法事とみなして値が最小のもの＝最も過去に参照されたページを探して消す

17. 4.4.7 LRU のソフトウェアによるシミュレーション • LRUをソフトウェアで実現するのは無理 • ソフトウェアで実現する方法として NFU (Not Frequently Used) アルゴリズム • クロック割り込みごとに，ページごとに参照ビットの内容をカウントする • ページフォールト時はそのカウンタが最小のものを消す • 欠点は初期化しないこと • 実はNFUでLRUをシミュレートできる（エージング） • 修正点は2つ • カウンタに加算する前にカウンタを1ビット右へシフト • 参照ビットをカウンタ内の最左端に加算する • 厳密な違いも2つ • 最後にアクセスされたのが分からない（例：図4-19 (e) の3,5） • カウンタのビット数は有限であること

18. w(k, t) k：メモリ参照 4.4.8 ワーキングセットページ置き換えアルゴリズム • ワーキングセット • プロセスが現在使用中のページのセット • ワーキングセットモデル • 各プロセスのワーキングセットを記録し，プロセス実行前にメモリに持ってくるモデル • 多くのプログラムは一部分のページにしかアクセスしない→単調非減少関数になる • Kの値を予め決めておくと，ワーキングセットが一意に決まる

19. アルゴリズムの近似 • k回のメモリ参照の代わりに実行時間を用いる • カレント仮想時間 • プロセスが開始後に実際に使用したCPU時間 • 年齢 • カレント仮想時間ー最後に使用された時間

20. 4.4.9 WSClockページ置き換えアルゴリズム • ワーキングセットアルゴリズムを改善したもの • Working Set Clock アルゴリズム • クロックページ置き換えアルゴリズムとワーキングセットアルゴリズムを足したようなもの • 図4-22を参照

21. 4.4.10 ページ置き換えアルゴリズムのまとめ • 図4-23を参照 • いい感じなのは • エージング • WSClock