Виртуалды жад: Компьютерлік жадты басқару техникасы

Кіріспе

Компьютерлік жадыны басқару әдісі
Компьютерлік жадыны басқару әдісі

Компьютерлік есептемелерде, виртуалды жад немесе виртуалды сақтау – бұл жадыны басқару әдісі, ол "берілген машинада нақты қолжетімді сақтау ресурстарының идеалданған абстракциясын" ұсынады, бұл "пайдаланушыларға өте үлкен (негізгі) жадтың иллюзиясын тудырады". Компьютердің операциялық жүйесі, аппараттық және бағдарламалық қамтамасыз етудің үйлесімі арқылы, бағдарлама қолданатын жад мекенжайларын, яғни виртуалды мекенжайларды, компьютер жадындағы нақты мекенжайларға түрлендіреді. Процесс немесе тапсырма көзқарасынан, негізгі сақтау үзділіссіз адрестік кеңістік немесе үзділіссіз сегменттер жиынтығы ретінде көрінеді. Операциялық жүйе виртуалды адрестік кеңістіктерді және виртуалды жадқа нақты жадты тағайындауды басқарады. Процессордағы (CPU) адресті аудару аппараттық құрылғысы, көбінесе жад басқару блогы (MMU) деп аталады, виртуалды мекенжайларды автоматты түрде физикалық мекенжайларға түрлендіреді. Операциялық жүйедегі бағдарламалық қамтамасыз ету осы мүмкіндіктерді кеңейте алады, мысалы, дискідегі сақтауды пайдаланып, нақты жадтың сыйымдылығынан асып түсетін виртуалды адрестік кеңістікті қамтамасыз ету үшін, соның арқасында компьютерде физикалық түрде бар жадтан көбірек жадқа сілтеме жасауға болады. Виртуалды жадтың негізгі артықшылықтарына ортақ жад кеңістігін басқарудан босатылу, процестер арасында кітапханалар пайдаланатын жадты бөлісу мүмкіндігі, жад оқшаулауының арқасында қауіпсіздікті арттыру және беттеу немесе сегменттеу әдісін қолдана отырып, физикалық түрде қолжетімді жадтан артық жадыны тұжырымдамалық түрде пайдалану мүмкіндігі кіреді.

Қасиеттері

Виртуалды жад физикалық жадтың фрагментациясын жасырып, қолданбалы бағдарламалауды жеңілдетеді; жад иерархиясын басқару міндетін ядроға жүктеу арқылы (бағдарламаның қабаттастыруды тікелей басқару қажеттілігін жою); және әрбір процесс өз жеке адрестік кеңістігінде іске қосылғанда, бағдарламалық кодты жылжытуға немесе жадқа салыстырмалы адрестеу арқылы қол жеткізуге қажеттілікті жояды. Жадты виртуализациялау виртуалды жад тұжырымдамасының кеңейтілген түрі деп қарастырылуы мүмкін.

Тарих

1950 жылдары барлық үлкен бағдарламаларда негізгі және қосымша жадты басқару логикасы болуы қажет болды, мысалы, жабысқақтау. Сондықтан виртуалды жад тек негізгі жадты кеңейту үшін ғана емес, сонымен қатар мұндай кеңейтуді бағдарламашылар үшін мүмкіндігінше оңай пайдалану үшін енгізілді. Көп бағдарламалау және көп тапсырмалы жұмыс істеу үшін көптеген алғашқы жүйелер жадты виртуалды жадсыз бірнеше бағдарламалар арасында бөлді, мысалы, PDP 10-ның алғашқы үлгілері тіркелімдер арқылы. Виртуалды жад тұжырымдамасын алғаш рет неміс физигі Фриц Рудольф Гюнтч 1956 жылы Берлин техникалық университетіндегі докторлық диссертациясында, «Көптеген асинхронды айналмалы барабандары бар цифрлық компьютердің логикалық дизайны және автоматты жоғары жылдамдықты жад операциясы» деген тақырыпта жазған еңбегі мұқият тексеруге төтеп бере алмайды. Гюнтч ұсынған (бірақ ешқашан құрылмаған) компьютерде 105 сөзден тұратын адрестік кеңістік болды, ол барабандардың 105 сөзіне дәл сәйкес келді, яғни адрестер нақты адрестер болды және жанама бейнелеудің ешқандай түрі болмады, бұл виртуалды жадтың маңызды ерекшелігі. Гюнтч кеш жадтың бір түрін ойлап тапты, өйткені оның жоғары жылдамдықты жады барабандардан алынған код блоктарының немесе деректердің көшірмесін сақтауға арналған еді. Ол былай деп жазды (аудармада келтірілгендей): «Бағдарламашы негізгі жадтың бар екендігін ескеруге міндетті емес (оны бар екенін білуге де қажеті жоқ), өйткені бағдарламалауға болатын бір ғана мекенжай бар, бір ғана сақтау орны бар сияқты». Бұл дәл кеш жады бар компьютерлердегі жағдай, оның ең алғашқы коммерциялық мысалы IBM System/360 Model 85 болды. 85-үлгідегі барлық мекенжайлар негізгі жадқа сілтеме жасайтын нақты мекенжайлар болды. Пайдаланушы үшін көрінбейтін жартылай өткізгіш кеш-жад, қазіргі уақытта орындалып жатқан бағдарлама қолданатын негізгі жадтың бөліктерінің мазмұнын сақтады. Бұл Гюнтчтың жүйесіне ұқсас, ол көп бағдарламалаумен байланысты проблемаларды шешуге емес, өнімділікті арттыру құралы ретінде жасалған. Алғашқы нағыз виртуалды жад жүйесі Манчестер университетінде Atlas компьютерінің бір бөлігі ретінде бір деңгейлі жад жүйесін құру үшін іске асырылды. Ол бағдарламалаушыға қол жетімді виртуалды мекенжайларды нақты жадқа бейнелеу үшін беттеу механизмін қолданды, ол негізгі жадтың 16 384 сөзінен және қосымша барабан жадының 98 304 сөзінен тұрады. Atlas-қа виртуалды жадты қосу бағдарламалау мәселесін де жойды: негізгі және қосымша жад арасындағы деректерді жоспарлау және жоспарлау және негізгі жадтың көлемі әр өзгеретін сайын бағдарламаларды қайта құрастыру. Алғашқы Atlas 1962 жылы іске қосылды, бірақ 1959 жылға қарай беттеудің жұмыс прототиптері жасалды. 1961 жылы Burroughs Corporation виртуалды жады бар алғашқы коммерциялық компьютерді, B5000-ді, беттеу емес, сегментациямен шығарды. IBM CP 40 және CP 67 бағдарламаларында гипервизорлар тұжырымдамасын әзірледі, ал 1972 жылы оны S/370 үшін Virtual Machine Facility/370 ретінде ұсынды. IBM 3081 және VM/XA нұсқаларында 370 XA-ның бір бөлігі ретінде Start Interpretive Execution (SIE) нұсқаулығын енгізді. Виртуалды жадты негізгі операциялық жүйелерге енгізуге дейін көптеген мәселелерді шешу қажет болды. Динамикалық мекенжай аудармасы қымбат және құруға қиын арнайы аппаратты талап етті; бастапқы іске асырулар жадқа кіруді сәл баяулатты. 1970 жылдар бойы виртуалды жадты негіздеген операциялық жүйелерді іске асыратын IBM 370 сериясы бизнес пайдаланушыларға бірнеше ескі жүйелерді бағасы/өнімділігі жақсартылған, аз, қуатты мейнфреймдерге көшіру құралын ұсынды. Виртуалды жадты енгізген алғашқы мини-компьютер норвегиялық NORD 1 болды; 1970 жылдары басқа мини-компьютерлер де виртуалды жадты енгізді, әсіресе VMS жүретін VAX модельдері. Виртуалды жад x86 архитектурасына Intel 80286 процессорының қорғалған режимімен енгізілді, бірақ оның сегменттерді ауыстыру техникасы үлкен сегмент өлшемдеріне нашар бейімделді. Intel 80386 қолданыстағы сегментация қабатының астында беттеу қолдауын енгізді, бұл бет қатесі ерекшелігін қосарлы қатесіз басқа ерекшеліктермен тізбектеуге мүмкіндік берді. Алайда сегмент сипаттамаларын жүктеу қымбат операция болды, сондықтан операциялық жүйелерді жасаушылар беттеу мен сегментацияның үйлесімін емес, беттеуге ғана сүйенді.

In the 1950s, all larger programs had to contain logic for managing primary and secondary storage, such as overlaying. Virtual memory was therefore introduced not only to extend primary memory, but to make such an extension as easy as possible for programmers to use. To allow for multiprogramming and multitasking, many early systems divided memory between multiple programs without virtual memory, such as early models of the PDP 10 via registers. A claim that the concept of virtual memory was first developed by German physicist Fritz Rudolf Güntsch at the Technische Universität Berlin in 1956 in his doctoral thesis, Logical Design of a Digital Computer with Multiple Asynchronous Rotating Drums and Automatic High Speed Memory Operation does not stand up to careful scrutiny. The computer proposed by Güntsch (but never built) had an address space of 105 words which mapped exactly onto the 105 words of the drums, i. e. the addresses were real addresses and there was no form of indirect mapping, a key feature of virtual memory. What Güntsch did invent was a form of cache memory, since his high speed memory was intended to contain a copy of some blocks of code or data taken from the drums. Indeed, he wrote (as quoted in translation): "The programmer need not respect the existence of the primary memory (he need not even know that it exists), for there is only one sort of addresses (sic) by which one can program as if there were only one storage." This is exactly the situation in computers with cache memory, one of the earliest commercial examples of which was the IBM System/360 Model 85. In the Model 85 all addresses were real addresses referring to the main core store. A semiconductor cache store, invisible to the user, held the contents of parts of the main store in use by the currently executing program. This is exactly analogous to Güntsch's system, designed as a means to improve performance, rather than to solve the problems involved in multi programming. The first true virtual memory system was that implemented at the University of Manchester to create a one level storage system as part of the Atlas Computer. It used a paging mechanism to map the virtual addresses available to the programmer onto the real memory that consisted of 16,384 words of primary core memory with an additional 98,304 words of secondary drum memory. The addition of virtual memory into the Atlas also eliminated a looming programming problem: planning and scheduling data transfers between main and secondary memory and recompiling programs for each change of size of main memory. The first Atlas was commissioned in 1962 but working prototypes of paging had been developed by 1959. In 1961, the Burroughs Corporation independently released the first commercial computer with virtual memory, the B5000, with segmentation rather than paging. IBM developed the concept of hypervisors in their CP 40 and CP 67, and in 1972 provided it for the S/370 as Virtual Machine Facility/370. IBM introduced the Start Interpretive Execution (SIE) instruction as part of 370 XA on the 3081, and VM/XA versions of VM to exploit it. Before virtual memory could be implemented in mainstream operating systems, many problems had to be addressed. Dynamic address translation required expensive and difficult to build specialized hardware; initial implementations slowed down access to memory slightly. Throughout the 1970s, the IBM 370 series running their virtual storage based operating systems provided a means for business users to migrate multiple older systems into fewer, more powerful, mainframes that had improved price/performance. The first minicomputer to introduce virtual memory was the Norwegian NORD 1; during the 1970s, other minicomputers implemented virtual memory, notably VAX models running VMS. Virtual memory was introduced to the x86 architecture with the protected mode of the Intel 80286 processor, but its segment swapping technique scaled poorly to larger segment sizes. The Intel 80386 introduced paging support underneath the existing segmentation layer, enabling the page fault exception to chain with other exceptions without double fault. However, loading segment descriptors was an expensive operation, causing operating system designers to rely strictly on paging rather than a combination of paging and segmentation.

Беттелген виртуалды жады

Қазіргі кездегі виртуалды жадты іске асырудың көбі виртуалды адрестік кеңістікті беттерге – үзіліссіз виртуалды жад адрестерінің блоктарына – бөледі. Заманауи жүйелерде беттердің көлемі әдетте кем дегенде 4 килобайтты құрайды; үлкен виртуалды адрестік диапазоны немесе көп мөлшердегі нақты жады бар жүйелер көбінесе үлкен бет өлшемдерін қолданады.

Бет кестелері

Бет кестелері қолданба көретін виртуалды мекенжайларды аппараттық құрылғының нұсқауларды өңдеу үшін пайдаланатын физикалық мекенжайларға аударуға қолданылады; мұндай арнайы аударманы жүзеге асыратын аппараттық құрылғы көбінесе жад басқару блогы деп аталады. Бет кестесінің әрбір жазбасы сәйкес беттің нақты жадта бар-жоғын көрсететін белгіні қамтиды. Егер ол нақты жадта болса, бет кестесі бет сақталатын нақты жад мекенжайын қамтиды. Аппараттық құрылғы бетке сілтеме жасағанда, егер бет кестесіндегі жазба оның нақты жадта жоқ екенін көрсетсе, аппараттық құрылғы операциялық жүйенің бет ауыстыру қадағалау бөлігін шақырып, бет қатесін тудырады. Жүйелерде, мысалы, бүкіл жүйе үшін бір бет кестесі, әрбір мекенжай кеңістігі немесе процесс үшін жеке бет кестелері, әрбір сегмент үшін жеке бет кестелері болуы мүмкін; сондай-ақ, жүйелерде, мысалы, сегмент кестесі болмауы мүмкін, бүкіл жүйе үшін бір сегмент кестесі, әрбір мекенжай кеңістігі немесе процесс үшін жеке сегмент кестелері, әрбір мекенжай кеңістігі немесе процесс үшін аймақ кестелерінің ағашындағы әрбір аймақ үшін жеке сегмент кестелері болуы мүмкін. Егер тек бір бет кестесі болса, бір уақытта жұмыс істейтін әртүрлі қолданбалар бір виртуалды мекенжайлар диапазонының әртүрлі бөліктерін пайдаланады. Егер бірнеше беттік немесе сегменттік кестелер болса, онда бірнеше виртуалды мекенжай кеңістіктері болады және бөлек беттік кестелері бар бір мезгілдегі қолданбалар әртүрлі нақты мекенжайларға қайта бағытталады. Кейбір ертерек жүйелер, мысалы SDS 940 сияқты, мекенжайды аудару үшін жадтағы бет кестелерінің орнына бет тізілімдерін қолданды.

Пайджерді басқарушы

Операциялық жүйенің бұл бөлігі беттер кестелерін және бос беттік жақтаулар тізімін жасайды және басқарады. Беттік қателерді жылдам шешу үшін жеткілікті бос беттік жақтаулардың болуын қамтамасыз ету үшін жүйе, мысалы, ең соңғы пайдаланылған (LRU) алгоритмін қолдана отырып, беттік жақтауларды ауыстыру алгоритмін пайдаланып, үкілеген беттік жақтауларды мерзімді түрде алып жатуы мүмкін. Өзгертілген алып жатқан беттік жақтаулар бос кезекке қосылмас бұрын, қосымша сақтау құрылғысына жазылады. Кейбір жүйелерде беттік басқарушы, беттер кестесінен автоматты түрде жүктелмейтін аударма тізілімдерін басқаруға жауапты. Әдетте, шешілмейтін беттік қате қосымшаның қалыптан тыс тоқтауына әкеледі. Дегенмен, кейбір жүйелер мұндай қателер үшін қосымшаға ерекшеліктерді өңдеуге мүмкіндік береді. Беттік басқарушы беттік қате ерекшелігін егжей-тегжейлі жағдайларға байланысты бірнеше түрлі жолмен өңдей алады: Егер виртуалды мекенжай жарамсыз болса, беттік басқарушы оны қате ретінде қарастырады. Егер бет жарамды болса және бет туралы ақпарат MMU-ға жүктелмесе, бет туралы ақпарат беттік тізілімдердің біріне сақталады. Егер бет инициализацияланбаса, жаңа беттік жақтау тағайындалып, тазартылуы мүмкін. Егер ізделіп отырған беттің ішінде алып жатқан жақтау болса, ол қайта пайдаланылады. Егер қате оқуға рұқсат етілмеген бетке жазу әрекетінен туындаса, егер ол жазу кезінде көшірме жасалатын бет болса, бос беттік жақтау тағайындалып, ескі беттің мазмұны көшіріледі; әйтпесе, ол қате ретінде қарастырылады. Егер виртуалды мекенжай жадқа бейімделген файлдағы немесе беттік файлдағы жарамды бет болса, бос беттік жақтау тағайындалып, бет оқылады. Көп жағдайларда беттік кесте жаңартылады, содан кейін аудармалық кеш буфері (TLB) тазартылуы мүмкін, және жүйе ерекшелікті тудырған нұсқауды қайта іске қосады. Егер бос беттік жақтау кезегі бос болса, беттік басқарушы беттік жақтауды босатуы керек, беттік жақтауларды алып жату үшін сол беттік жақтауларды ауыстыру алгоритмін пайдалана отырып.

Тіркелген беттер

Операциялық жүйелерде жад аймақтары тігіліп қойылады (екінші жадқа ауыстырылмайды). Басқа терминдер – құлыпталған, бекітілген немесе сыммен байланыстырылған беттер. Мысалы, үзіліс механизмдері I/O аяқталуы және бет қатесі сияқты олардың өңдеушілеріне сілтемелер массивіне сүйенеді. Егер осы сілтемелерді немесе олар шақыратын кодты қамтитын беттер ауыстырылатын болса, үзіліс өңдеуі әлдеқайда күрделі және уақытты көп қажет ететін болады, әсіресе бет қатесі кезінде. Сондықтан беттер кестелерінің кейбір бөліктері ауыстырылмайды. Кейбір беттер қысқа мерзімге, ал кейбіреулері ұзақ мерзімге тігілуі мүмкін, ал кейбіреулерін тұрақты түрде тігу қажет болуы мүмкін. Мысалы: беттік басқару коды және беттер орналасқан екінші жад құрылғыларының драйверлері тұрақты түрде тігілуі керек, әйтпесе беттік ауыстыру жұмыс істемейді, себебі қажетті код қолжетімді болмайды. Уақытқа тәуелді компоненттер өзгермелі беттік ауыстыру кешігуін болдырмау үшін тігілуі мүмкін. Тікелей жадқа қол жеткізуді немесе I/O арналарын пайдаланатын сыртқы құрылғылар тікелей қол жеткізетін деректер буферлері I/O операциясы жүріп жатқанда тігілген беттерде болуы керек, өйткені мұндай құрылғылар мен олар қосылған шиналар деректер буферлерін физикалық жад мекенжайларында табуды күтеді; шинаның I/O үшін жад басқару бірлігі болған-болмағандығына қарамастан, бет қатесі пайда болған жағдайда беру тоқтатылмайды және қатесі түзетілгеннен кейін қайта бастаылмайды. Мысалы, деректер өлшеу сенсорынан келуі мүмкін және бет қатесінен жоғалған нақты уақыт деректерін қалпына келтіру мүмкін емес. IBM-нің System/370 және одан кейінгі жүйелері үшін операциялық жүйелерінде термин "бекітілген" деп аталады, және мұндай беттер ұзақ мерзімді немесе қысқа мерзімді бекітілген болуы мүмкін, немесе бекітілмеген болуы мүмкін (яғни ауыстырылатын). Жүйелік басқару құрылымдары көбінесе ұзақ мерзімді бекітіледі (қабырғалық уақытпен өлшенеді, яғни секундтармен өлшенеді, секундтың үлесімен емес), ал I/O буферлері әдетте қысқа мерзімді бекітіледі (әдетте қабырғалық уақыттан әлдеқайда аз уақытпен өлшенеді, мүмкін ондаған миллисекундтармен). Шындығында, ОС-та осы қысқа мерзімді деректер буферлерін "жылдам бекіту" үшін арнайы мүмкіндік бар (уақытты қажет ететін қадағалаушы шақыру нұсқаулығына жүгінбей орындалады). Multics "сымдалған" терминін қолданды. OpenVMS және Windows I/O буферлері сияқты уақытша ауыстырылмайтын беттерді "құлыпталған" деп атайды, ал ешқашан ауыстырылмайтын беттер үшін "ауыстырылмайтын" деп атайды. Single UNIX Specification сонымен қатар "құлыпталған" терминін қолданады, сондай-ақ көптеген Unix-ке ұқсас жүйелердегі man беттерінде де қолданылады.

Operating systems have memory areas that are pinned (never swapped to secondary storage). Other terms used are locked, fixed, or wired pages. For example, interrupt mechanisms rely on an array of pointers to their handlers, such as I/O completion and page fault. If the pages containing these pointers or the code that they invoke were pageable, interrupt handling would become far more complex and time consuming, particularly in the case of page fault interruptions. Hence, some part of the page table structures is not pageable. Some pages may be pinned for short periods of time, others may be pinned for long periods of time, and still others may need to be permanently pinned. For example:
The paging supervisor code and drivers for secondary storage devices on which pages reside must be permanently pinned, as otherwise paging would not even work because the necessary code would not be available. Timing dependent components may be pinned to avoid variable paging delays. Data buffers that are accessed directly by peripheral devices that use direct memory access or I/O channels must reside in pinned pages while the I/O operation is in progress because such devices and the buses to which they are attached expect to find data buffers located at physical memory addresses; regardless of whether the bus has a memory management unit for I/O, transfers cannot be stopped if a page fault occurs and then restarted when the page fault has been processed. For example, the data could come from a measurement sensor unit and lost real time data that got lost because of a page fault can not be recovered. In IBM's operating systems for System/370 and successor systems, the term is "fixed", and such pages may be long term fixed, or may be short term fixed, or may be unfixed (i. e., pageable). System control structures are often long term fixed (measured in wall clock time, i. e., time measured in seconds, rather than time measured in fractions of one second) whereas I/O buffers are usually short term fixed (usually measured in significantly less than wall clock time, possibly for tens of milliseconds). Indeed, the OS has a special facility for "fast fixing" these short term fixed data buffers (fixing which is performed without resorting to a time consuming Supervisor Call instruction). Multics used the term "wired". OpenVMS and Windows refer to pages temporarily made nonpageable (as for I/O buffers) as "locked", and simply "nonpageable" for those that are never pageable. The Single UNIX Specification also uses the term "locked" in the specification for , as do the man pages on many Unix like systems.

Виртуалды-нақты операция

OS/VS1 және оған ұқсас операциялық жүйелерде жүйелік жадтың кейбір бөліктері "виртуалды нақты" режимінде, "V=R" деп аталады. Бұл режимде әрбір виртуалды мекен-жай бірдей нақты мекен-жайға сәйкес келеді. Бұл режим үзіліс механизмдері үшін, ескі жүйелердегі беттеуді басқарушы және беттеу кестелері үшін, сондай-ақ стандартты емес кіріс-шығыс басқаруын пайдаланатын қолданбалық бағдарламалар үшін қолданылады. Мысалы, IBM-нің z/OS операциялық жүйесінде 3 режим бар: (виртуалды-виртуалды, виртуалды-нақты және виртуалды-тұрақты).

Қиып-соғу

Беттеу және беттерді ұрлау қолданылғанда "тершинг" деп аталатын мәселе туындауы мүмкін, онда компьютер беттерді қосымша жадтан (backing store) және одан ауыстыруға тым көп уақыт жұмсайды, соның салдарынан пайдалы жұмыс баяулайды. Тапсырманың жұмыс жиынтығы (working set) – бұл пайдалы прогреске жету үшін жадыда болуы қажет беттердің ең төменгі жиынтығы. Тершинг барлық белсенді бағдарламалардың жұмыс жиынтықтарын сақтауға жеткіліксіз жад болғанда пайда болады. Жадты кеңейту ең оңай шешім, бірақ бағдарлама дизайнын, жоспарлауды және жадты пайдалануды жақсарту да көмектеседі. Тағы бір шешім – жүйедегі белсенді тапсырмалардың санын азайту. Бұл бір немесе бірнеше процестің жұмыс жиынтығын ауыстыру арқылы жадқа деген талапты төмендетеді. Жүйенің тершингке түсуі көбінесе бірнеше іске қосылған бағдарламалардан беттерді сұраудың күрт өсуінен туындайды. Суап-токен (Swap token) – жеңіл және динамикалық тершингке қарсы қорғау механизмі. Негізгі идеясы – жүйедегі белгіні орнату, ол тершинг пайда болған кезде беттік қателерге тап болған процеске кездейсоқ түрде беріледі. Белгісі бар процесс өзінің жұмыс жиынтығын құру үшін физикалық жад беттерін бөлуге қосымша мүмкіндік алады, оның орындалуы жылдам аяқталып, жад беттерін басқа процестерге босатуы күтіледі. Белгіні бір-бірлеп беру үшін уақыт белгісі қолданылады. Суап-токеннің алғашқы нұсқасы Linux 2.6 жүйесінде іске асырылды. Екінші нұсқасы – преемптивтік суап-токен (preempt swap token), ол да Linux 2.6 жүйесінде бар. Беттеудің орнына сегменттеуді қолдануға болады, виртуалды адрестік кеңістіктерді өзгермелі ұзындығы бар сегменттерге бөлуге болады. Мұндағы виртуалды мекенжай сегмент нөмірінен және сегмент ішіндегі смещениеден тұрады. Intel 80286 процессоры да сегменттеу схемасын опция ретінде қолдайды, бірақ ол сирек қолданылады. Сегменттеу мен беттеуді әр сегментті беттерге бөлу арқылы бірге қолдануға болады; Multics және IBM System/38 сияқты осы жад құрылымы бар жүйелер көбінесе беттеуге басымдық береді, ал сегменттеу жадты қорғауды қамтамасыз етеді. Intel 80386 және одан кейінгі IA 32 процессорларында сегменттер 32 биттік сызықтық, беттелген адрестік кеңістікте орналасқан. Сегменттерді сол кеңістікке кіргізіп, одан шығаруға болады; беттер негізгі жадтан кіріп-шығуға болады, екі деңгейлі виртуалды жадты қамтамасыз етеді; көптеген операциялық жүйелер мұны жасамайды, тек беттеуді ғана қолданады. Ертедегі аппараттық қолдаусыз x86 виртуализациялық шешімдері беттеу мен сегменттеуді біріктірді, өйткені x86 беттеуі тек екі қорғау доменін ұсынады, ал VMM, қонақ опералық жүйесі немесе қонақ қолданбалар стегіне үш домен қажет. Беттеу және сегменттеу жүйелерінің айырмашылығы тек жадты бөлуде ғана емес; сегменттеу жад моделінің семантикасының бір бөлігі ретінде пайдаланушы процестеріне көрінеді. Сондықтан, бір үлкен кеңістік сияқты көрінетін жадтың орнына, ол бірнеше кеңістікке бөлінеді. Бұл айырмашылықтың маңызды салдары бар; сегмент – өзгермелі ұзындығы бар немесе адрестік кеңістікті ұзартудың қарапайым тәсілі бар бет емес. Процесс жады мен файл жүйесі арасында ешқандай айырмашылық жоқ бір деңгейлі жад моделін қамтамасыз ететін сегменттеу, тек процесс адрестік кеңістігіне карталанған сегменттердің (файлдардың) тізімінен тұрады. Бұл mmap және Win32 MapViewOfFile сияқты шақырулармен қамтамасыз етілген механизмдерден өзгеше, өйткені файлдар аралық сілтемелер файлдарды жартылай кездейсоқ орындарға карталау кезінде жұмыс істемейді. Multics жүйесінде файл (немесе көп сегментті файлдың сегменті) адрестік кеңістіктегі сегментке картаға түсіріледі, сондықтан файлдар әрқашан сегмент шекарасында картаға түсіріледі. Файлдың сілтеме бөліміндегі сілтемелерді тіркемеге жүктеу немесе олар арқылы жанама сілтеме жасау тұзаққа түсіруі мүмкін. Шешілмеген сілтемеде сілтеме жасалған сегменттің атауы және сегмент ішіндегі смещение болады; тұзақтың басқарушысы сегментті адрестік кеңістікке картаға түсіреді, сегмент нөмірін сілтемеге қояды, сілтемедегі таңбалауыш өрісін өзгертеді, соның салдарынан ол енді тұзақ тудырмайды және тұзақ тудырған нұсқауды қайта орындап, тұзақ болған кодқа қайта оралады. Бұл сілтеме жасаушының қажеттілігін толығымен жояды.

When paging and page stealing are used, a problem called "thrashing" can occur, in which the computer spends an unsuitably large amount of time transferring pages to and from a backing store, hence slowing down useful work. A task's working set is the minimum set of pages that should be in memory in order for it to make useful progress. Thrashing occurs when there is insufficient memory available to store the working sets of all active programs. Adding real memory is the simplest response, but improving application design, scheduling, and memory usage can help. Another solution is to reduce the number of active tasks on the system. This reduces demand on real memory by swapping out the entire working set of one or more processes. A system thrashing is often a result of a sudden spike in page demand from a small number of running programs. Swap token is a lightweight and dynamic thrashing protection mechanism. The basic idea is to set a token in the system, which is randomly given to a process that has page faults when thrashing happens. The process that has the token is given a privilege to allocate more physical memory pages to build its working set, which is expected to quickly finish its execution and to release the memory pages to other processes. A time stamp is used to handover the token one by one. The first version of swap token was implemented in Linux 2.6. The second version is called preempt swap token and is also in Linux 2.6. use segmentation instead of paging, dividing virtual address spaces into variable length segments. A virtual address here consists of a segment number and an offset within the segment. The Intel 80286 supports a similar segmentation scheme as an option, but it is rarely used. Segmentation and paging can be used together by dividing each segment into pages; systems with this memory structure, such as Multics and IBM System/38, are usually paging predominant, segmentation providing memory protection. In the Intel 80386 and later IA 32 processors, the segments reside in a 32 bit linear, paged address space. Segments can be moved in and out of that space; pages there can "page" in and out of main memory, providing two levels of virtual memory; few if any operating systems do so, instead using only paging. Early non hardware assisted x86 virtualization solutions combined paging and segmentation because x86 paging offers only two protection domains whereas a VMM, guest OS or guest application stack needs three. The difference between paging and segmentation systems is not only about memory division; segmentation is visible to user processes, as part of memory model semantics. Hence, instead of memory that looks like a single large space, it is structured into multiple spaces. This difference has important consequences; a segment is not a page with variable length or a simple way to lengthen the address space. Segmentation that can provide a single level memory model in which there is no differentiation between process memory and file system consists of only a list of segments (files) mapped into the process's potential address space. This is not the same as the mechanisms provided by calls such as mmap and Win32's MapViewOfFile, because inter file pointers do not work when mapping files into semi arbitrary places. In Multics, a file (or a segment from a multi segment file) is mapped into a segment in the address space, so files are always mapped at a segment boundary. A file's linkage section can contain pointers for which an attempt to load the pointer into a register or make an indirect reference through it causes a trap. The unresolved pointer contains an indication of the name of the segment to which the pointer refers and an offset within the segment; the handler for the trap maps the segment into the address space, puts the segment number into the pointer, changes the tag field in the pointer so that it no longer causes a trap, and returns to the code where the trap occurred, re executing the instruction that caused the trap. This eliminates the need for a linker completely

Адрес кеңістігін ауыстыру

Кейбір операциялық жүйелер бетбелгілеу және сегменттеу мүмкіндіктерімен қатар, барлық адрес кеңістіктерін алмастыруды қамтамасыз етеді. Мұндай жағдайда, ОЖ нақты жадтағы беттер мен сегменттерді алмастыру файлдарына жазады. Алмастыру кезінде ОЖ деректерді алмастыру файлдарынан қайта оқиды, бірақ алмастыру операциясы кезінде бетке шығарылған беттерді автоматты түрде оқымайды. IBM MVS, OS/VS2 Release 2 нұсқасынан бастап z/OS-ке дейін, адрес кеңістігін алмастырылмайтын деп белгілеуге мүмкіндік береді; мұндай жағдайда адрес кеңістігіндегі ешқандай беттер бекітілмейді. Бұл, бағдарламалық қасиеттер кестесіне алмастырылмайтын белгімен жарамды негізгі бағдарламаның атын енгізу арқылы жұмыстың барысында жасалуы мүмкін. Сонымен қатар, артықшылықты код SYSEVENT Supervisor Call (SVC) нұсқауын қолдану арқылы адрес кеңістігін уақытша алмастырылмайтын етіп жасай алады; адрес кеңістігінің қасиеттеріндегі кейбір өзгерістер ОЖ-ның оны SYSEVENT TRANSWAP арқылы алмастырып, содан кейін қайта алмастыруын қажет етеді. Егер, мысалы, бірнеше жұмыс бір сақтау аймағына кіріп-шығып тұрса, алмастыру үшін міндетті түрде жад басқару аппараттық құралдары қажет емес.