内存管理

内存基础知识

用于存放程序。程序执行前需要先放到内存中才能被CPU处理 – 缓和CPU与硬盘之间的速度矛盾。

内存地址从0开始，每个地址对应一个存储单元

按字节编制：每个存储单元大小为1字节，即1B(8个二进制位)

装入的三种方式

将指令的逻辑地址转换为物理。确定物理地址

绝对装入

在编译时，如果知道程序将要放到内存中的哪个位置，编译程序将产生绝对地址的目标代码。装入程序按照装入模块中的地址，将程序和数据装入内存。

适用于单道程序环境

可重定位装入

静态重定位：编译、链接后的装入模块的地址都是从0开始的，指令中使用的地址、数据存放的地址都是相对于起始地址而言的逻辑地址。可根据内存的当前情况，将装入模块装入到内存的适当位置。装入时对地址进行重定位，将逻辑地址转变为物理地址(地址变换是在装入时一次完成)。

地址变换在装入目标模块时一次完成，进程装入内存后不能移动

早期多道批处理阶段

特点：

1. 一个作业装入内存时候，必须分配其要求的全部内存空间，如果没有足够的内存，就不能装入该作业。

2. 程序运行期间，无法移动，无法再申请内存空间。

动态运行时装入

动态重定位。编译，链接后的装入模块都从0开始。装入程序把装入模块装入内存后，并不会立即把逻辑地址转换为物理地址，而是吧地址转换推迟到程序真正要执行时才进行。因此装入内存后所有的地址仍然为逻辑地址。这种方式需要重定位寄存器的支持。

现代操作系统

重定位寄存器：存放模块的起始地址

采用动态重定位时允许程序在内存中发生移动。

特点

1. 可将程序分配到不连续的存储区中。
2. 运行前只需要装入部分代码即可投入运行，在程序运行期间，根据需要动态申请分配内存。
3. 便于程序段的共享，可向用户提供比存储空间大的地址空间。

程序运行过程

编辑->编译->链接->装入->运行

链接的3种方式

确定逻辑地址

静态链接

在程序运行之前，先将各目标模块以及他们所需要的库函数链接成一个可执行模块(装入模块)，之后不再拆开。

装入时动态链接

将各目标模块装入内存时，边装入边链接的链接方式。

运行时动态链接

在程序执行中需要该目标模块时，才对它进行链接。优点为便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享。

内存管理概念

内存管理任务

1. 内存空间的分配与回收
2. 提供某种技术从逻辑上对内存空间进行扩充(实现虚拟性)
3. 负责地址转换，逻辑地址转换到物理地址
4. 提供内存保护功能。保证各进程在各自存储空间你内运行，互不干扰。

内存保护的两种方法：

1. 设置一对上、下限寄存器存放进程的上下限地址。进程的指令要访问某个地址时，CPU检查是否越界。
2. 采用重定位寄存器(基址寄存器)和界地址寄存器(限长寄存器)进行越界检查。重定位寄存器中存放的是进程的起始物理地址。界地址寄存器中存放的是进程的最大逻辑地址。

覆盖和交换技术

覆盖是在同一个程序进程中；交换是在不同作业，进程之间的。

覆盖技术

用于解决程序大小超过物理内存总和的问题

*思想：*将程序分为若干个段。常用的段常驻内存，不常用的段在需要时调入内存。

内存中分为一个固定区和若干个覆盖区。

需要常驻内存的段放在固定区中，调入后就不再调出(除非运行结束)

不常用的段放在覆盖区，需要时调入内存，用不到时候调出内存。

特点

1. 必须由程序员声明覆盖结构，操作系统完成自动覆盖。
2. 对用户不透明，增加用户编程负担。

交换技术

内存空间紧张时，系统将内存的某些进程暂时换出外存，把外存中某些已具备运行条件的进程换入内存(进程在内存与磁盘间动态调度)

暂时换出外存等待的进程状态为挂起状态

被换出的进程存在外存的位置

1. 具有对换功能的操作系统中，通常把磁盘空间分为文件区和对换区两部分。文件区主要用于存放文件，主要追求存储空间的利用率，因此对文件区空间采用离散分配方式

   对换区空间只占磁盘空间的小部分，被换出的进程数据就存放在对换区。由于对换的速度直接影响到系统的整体速度，因此对换区空间主要追求换入换出速度，因此对换区采用连续分配方式。

   对换区的I/O速度比文件区的更快

在何时交换出进程

2. 通常在许多进程运行且内存吃紧时进行，而系统负荷降就暂停。例如：在发现许多进程运行时时常发生缺页，就说明内存紧张，此时可换出一些进程：如果缺页率明显下降，就可以暂停换出。

应该换出哪些进程

3. 优先换出 阻塞进程;优先级较低的进程；考虑内存驻留时间

PCB常驻内存，不会被换出外存

连续分配管理方式

指为用户分配的必须是一个连续的内存空间。

单一连续分配

系统被分为系统区和用户区。

系统区通常位于内存的低址部分，用于存放操作系统相关数据。

用户区用于存放用户进程相关数据

内存中仅有一道用户程序用户程序独占整个用户区空间。

特点

1. 实现简单，无外部碎片，可采用覆盖技术扩充内存；不一定需要采取内存保护。
2. 只能用于单用户、单任务的操作系统中。
3. 有内部碎片，存储器利用率极低。

内部碎片：分配给某进程的内存区域中，如果有某些部分没有用上，即为内部碎片

固定分区分配

将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区，在每个分区中只装入一道作业，这样就形成了最早的一种可运行多道程序的内存管理方式。

分区大小：等或不等

特点

1. 分区大小相等：缺乏灵活性，但是适合用一台计算机控制多个相同对象的场合
2. 分区大小不等：增加了灵活性，可以满足不同大小的进程需求。
3. 实现简单，无外部碎片
4. 用户程序过大时，可能所有分区都不能满足要求，此时需要采用覆盖技术解决，但是会降低性能
5. 会产生内部碎片，内存利用率低。

操作系统通过建立分区说明表，来实现各个分区的分配与回收。每个表项对应一个分区，通常按分区大小排列。每个表项包括对应分区的大小、起始地址、状态(是否已经分配)

动态分区分配

动态分区分配又称为可变分区分配。该分配方式不会预先划分内存区域，而是在进程装入内存时，根据进程大小动态地建立分区，并使分区的大小刚好适合进程的需要。因此系统分区的大小和数目是可变的。

仅有外部碎片

采用何种数据结构记录内存的使用情况

空闲分区表

每个空闲分区对应一个表项。表项中包含分区号，大小起始地址等信息。

空闲分区链

每个分区的起始和末尾部分分别设置前向指针和后向指针。其实部分处还可记录分区大小等信息。

选择何种方式进程空闲区间分配

按照一定的动态分区分配算法，从空闲分区表或空闲分区链中选出一个分区分配给该作业。

如何进程分区的分配与回收操作

若采用空闲分区表

各表项顺序不一定按照地址递增顺序排列，具体的排列方法需要根据动态分配算法来确定。

回收后，若有空闲分区是相邻的，则合并；若无，则新增一个空闲分区。

内部碎片和外部碎片

内部碎片：分配给某进程的内存区域中，若某些部分没用上而出现的。

外部碎片：内存中某些空闲分区太小而难以利用。
外部碎片可通过紧凑技术来解决。

动态分区分配算法

首次适应算法(First Fit)

每次都从低地址开始查找，找到第一个能满足大小的空闲区域。

实现：空闲分区以地址递增的次序排列。每次分配内存时顺序查找空闲分区链，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

最佳适应算法(Bset Fit)

由于动态分区分配时一种连续分配方式，为各进程分配的空间必须是连续的一整片区域。因此为保证大进程到来时由连续的大片空间，可以竟可能有连续的大片空间，可以尽可能多地留下大片的空闲区。优先使用更小的空闲区。

实现：空闲分区按容量递增次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

每次选取最小的分区进行分配，会留下越来越多难以利用的很小的内存块。因此这种方法会产生很多外部碎片。

最坏适应算法(Worst Fit)

最大适应算法

每次分配时优先使用最大的连续空闲区，这样分配后剩余的空闲区就不会太小，更方便使用。

实现：空闲分区按容量递减次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

特点：每次选取最大的分区进行分配，若之后有大进程到达则没有内存分区可用。

邻近适应算法(Next Fit)

每次查找都从上次查找结束位置开始，减少查找和低址部分出现小空闲分区的问题。

对首次适应算法的改进

实现：空闲分区以地址递增的顺序排列(可排成一个循环链表)。每次分配内存时从上次查找结束位置开始查找空闲分区链，找到第一个能满足大小的空闲分区。

特点：导致高地址部分的大分区更可能被使用，划分为小分区，从而导致无大分区可用。

非连续分配管理方式

基本分页存储管理

操作系统以页框为单位为各个进程分配内存空间。进程的每个页面分别放入一个页框中。也就是说，进程的页面与页框号有一一对应关系。

将内存空间分为一个个大小相等的分区(如每个分区4kB)，每个分区就是一个页框

页框=页帧=内存块=物理块=物理页面。

每个页框的编号为页框号

页框号=页帧号=内存块号=物理块号

页框号从0开始

将进程的逻辑地址空间也分为与页框相等的一个个部分，将每个部分称为一个页或者页面。每个页面也有一个编号，即页号。页号也从0开始。

进程的是页，内存是页框

各个页面不必连续存放，可以放到不相邻的各个页框中。

页表

为了能知道进程的每个页面在内存中存放的位置，操作系统要为每个进程建立一张页表

页表通常存在PCB中

1. 一个进程对应一张页表
2. 进程的每个页面对应一个页表项
3. 每个页表项由页号和块号组成。
4. 页表记录进程页面和实际存放的内存块之间的映射关系

页面大小的选择

1. 和目前计算机的物理内存大小有关：2n。
2. 较小的页面，减小内碎片，但加大页表的长度，从而形成新的开销并增加换入、换出的开销；
3. 较大的页面，减小页表的长度，加大内碎片；管理开销小，交换时对外存I/O效率高。
4. 两者的折中。

每个页表项占多少字节

内存块数量->页表项中块号至少占多少字节

只记录的内存块号，而不是内存块的起始地址。

J号内存块的起始地址 = J * 内存块大小

页表项连续存放，因此页号是可以隐含的，不占存储空间。

如何实现地址的转换

虽然进程的各个页面是离散存放的，但是页面内部时连续存放的。

若要访问逻辑地址A，则：

1. 确定逻辑地址A对应的页号 P
2. 找到P号页面在内存中的起始地址(需要查页表)
3. 确定逻辑地址A的页内偏移量 W

逻辑地址A 对应的物理地址 = P号页面在内存中的起始地址 + 页内偏移量 W

如何确定一个逻辑地址对应的页号、页内偏移量

Eg：在某计算机系统中，页面大小是50B。某进程逻辑地址空间大小的是200B，则逻辑地址110 对应的页号，页内偏移量是多少。

页号 = 逻辑地址/页面长度 取整

偏移量 = 逻辑地址%页面长度 取余

在计算机内部，地址使用二进制表示。若页面大小刚好是2的整数幂，则计算机硬件可以很快速的吧逻辑地址拆分成(页号，页内偏移量)

结论：若每个页面大小为2^KB,用二进制数表示逻辑地址，则末尾K位即为页内偏移量，其余部分就是页号。

结论：如果页面大小刚好是2的整数次幂，则只需要把页表中记录的物理块号拼接上页内偏移量就可得到对应的物理地址。

页面大小取2的整数次幂的好处

1. 逻辑地址的拆分更加迅速。
2. 物理地址的计算更加迅速。

逻辑地址结构

分页存储管理的逻辑地址结构如下所示：

地址结构包含两个部分：前一部分为页号，后一部分为页面偏移量。在上图的例子中，地址长度为32位，其中0-11位为页内偏移量，或称页内地址；12-31位为页号。

若有K位表示页内偏移量，则说明该系统中一个页面的大小是2^K个内存单元。

若有M为表示页号，则说明在系统中，一个进程最多允许有2^M个页面。

页面大小<>页面偏移量位数->逻辑地址结构

地址变换机构

借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址

通常会在系统中设置一个页表寄存器PTR，存放页表在内存中的起始地址F和页表长度M。进程未执行时，页表的始址和页表长度放在进程控制块PCB中，当进程被调度时，操作系统内核会把他们放到页表寄存器中。

页面大小是2的整数幂

设页面大小为L，逻辑地址A到物理地址E的转变过程如下：

1. 计算页号P和页内偏移量W

2. 合法性检查。比较页号P和页表长度M。若P>=M则产生越界中断，否则继续执行

   页号从0开始，而页表长度至少为1，因此P=M时也会越界

3. 页表中页号对应的页表项地址 = 页表起始地址F+页号P X 页表项长度，取出该页表项内容b，即为内存块号。

   *页表长度：*该页表中共有几个页表项，即共有多少页；

   *页表项长度：*指每个页表项占多大的存储空间；

   *页面大小：*指一个页面占多大存储空间。

4. 计算 E = b*L + W

   若内存块号、页面偏移量是用二进制表示，那么把二者拼接起来就是就是最终物理地址。

分页存储管理中，只要确定了每个页面的大小，逻辑地址机构就确定了。因此，页式管理中地址是一维的。即，只要给出逻辑地址，就可以算出页号，页面偏移量两个部分。

每个页表项的长度是相同的，页号是隐含的

进程页通常是装在连续的内存块中

结论：理论上，页表项长度为3B即可表示内存块号的范围，但是，为了方便页表的查询，常常会让一个页表项占更多的字节，使得每个页面恰好可以装得下整数个页表项

地址变换过程中：访问内存2次，一次查页表，一次访问目标内存单元。

具有快表的地址变换机构

快表(TLB)，联想寄存器,是一种访问速度比内存快很多的高速缓存(cacheTLB非内存)，是用来存放最近访问的页表项的副本，可以加速地址变换的速度。与此对应，内存中的页表常称为慢表。

地址变换过程

1. CPU给出逻辑地址，由某个硬件算得页号、页内偏移量，将页号与快表中所有的页号进行比较。

2. 如果找到匹配的页号，说明要访问的页表项目在快表中有副本，则直接从中取出该页对应的内存块号，再将内存块号和页内偏移量拼接形成物理地址。最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表命中，访问某个逻辑地址只需1次访存。

   若快表未命中，则访问某个逻辑地址需要2次访存。(找到页表项后，同时将其存入快表，以便后面可能的再次访问。但若快表已满，则必须按照一定的算法对旧的页表项进行替换)。
   

TLB和普通Cache的区别 – TLB中只有页表项的副本，而普通Cache中可能会有其他各种数据的副本

两级页表

单级页表的问题

1. 页表必须连续存放，当页表很大时，需要占用很多个连续的页框。
2. 根据局部性原理，没有必要让整个页表常驻内存。

两级页表的原理、地址结构

32位逻辑地址空间，页表项大小为4B，页面大小为4KB，则页内地址占12位。

单级页表

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-kc0Q5D9O-1598497299593)(D:\StudyData\Notes[其他]计算机通用知识\OSpics\image-20200819213033697.png)]

双级页表

地址变换

1. 按照地址结构将逻辑地址拆分为3部分
2. 从PCB中读出页目录表始址，再根据一级页号查页目录表，找到下一级页表在内存中的存放位置
3. 根据二级页号查表，找到最终想访问的内存块号
4. 结合页内偏移量得到物理地址

解决单级页表问题

在页表项中加一个标志位，用于标识该页面是否已经调入内存。

若想访问的页面不在内存中，则产生缺页中断(内中断)，然后将目标页面从外存调入内存。

总结

1. 若采用多级页表机制。各级页表的大小不能超过一个页面。

2. 两级页表的访存次数分析(假设无快表机制)

   第一次访存：访问内存中的页目录表

   第二次访存：访问内存中的二级页表

   第三次访存：访问目标内存单元

   n级页表(无快表)访存次数为n+1次

基本分段存储管理方式

进程的地址空间：按照程序自身逻辑关系划分为若干个段，每个段有一个段名，每段从0开始编址。

内存分配规则：以段为单位进程分配，每个段再内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻

用户编程更加方便，程序可读性更高

分段

分段系统的逻辑地址由段号和段内地址组成。

段号的位数决定了每个进程最多可以分成几个段，段内地址位数决定了每个段的最大长度为多少

段表

为保证程序能正常运行，就必须能从屋里内存中找到各个逻辑段的存放位置。为此，需为每个进程建立一张段映射表，简称段表。

1. 每个段对应一个段表项，其中记录了该段在内存中的起始位置和段的长度。
2. 每个段表项的长度相同。段号是可以隐含的，不占存储空间

地址变换过程

分段分页管理的对比

页段的区别

页是信息的物理单位。分页的主要目的是为了实现离散分配，提高内存利用率。分页仅仅是系统管理上的需要，完全是系统行为，对用户是不可见的。

段是信息的逻辑单位。分段的主要目的是更好地满足用户需求。一个段通常包含着一组属于一个逻辑模块的信息。分段对用户可见的，用户编程时需要显式地给出段名。

页段的地址空间

页的大小是固定的且由系统决定。段的长度却不固定，决定于用户编写的程序。

分页的用户进程地址空间是一维的，程序员仅需要给出一个记忆符就可表示一个地址。

分段的用户进程地址空间是二维的，程序员需要给出段名和段内地址。

分段更容易实现信息共享的保护。

纯代码或可重入代码(不属于临界资源)，这样的代码可以共享。可修改代码不可共享。

访问内存次数

分页(单级页表)：两次访存
第一次 - 查内存中的页表；第二次 - 访问目标内存单元。

分段：两次访存
第一次 - 查内存中的段表；第二次 - 访问目标内存单元。

引入快表机构，将近期访问的段表项放到快表中，可以减少一次访问，加快地址变换速度。

段页式管理方式

分页、分段管理中的优缺点

分段+分页的结合 – 段页式管理方式

先分段再分页，产生内部碎片
分段面向用户，分页面向OS

段表、页表

逻辑地址结构

由段号，页号，页内地址组成。

段式存储中，段内地址再拆分为页号。

段号位数决定每个进程最多分成几段；页号位数决定每个段最大多少页；

页内偏移量决定了页面大小，内存块大小。

分段对用户是可见的，程序员编程时需要显式地给出段号，段内地址。

分页对用户是不可见的。系统根据段内地址自动划分页号和页内偏移量。

段页式管理的地址结构是二维的。

每个段对应一个段表项，每个段表项由段号，页表长度，页表存放块号(页表起始地址)组成。

每个段表项长度相等。段号是隐含的。

一个进程对应一个段表，但是可能对应多个页表

地址变换

也可引入快表机制，用段号和页号作为查询快表的关键字。若快表命中则仅需要一次访存。

虚拟内存

在传统存储管理方式的基础上引入交换，覆盖技术，使得内存利用率有所提高，并且能从逻辑上扩充内存容量。

虚拟内存的基本概念

传统存储管理方式的特征，缺点

很多暂时用不到的数据也会长期占用内存，导致内存利用率不高

*一次性：*作业必须一次性全部装入内存后才能开始运行。

问题：

1. 作业很大时，不能全部装入内存，导致大作业无法运行；
2. 当大量作业要求运行时，由于内存无法容纳所有作业，因此只有少量作业能运行，导致多道程序并发度下降。

驻留性：一旦作业被装入内存，就会一直驻留在内存中，直至作业运行结束。

事实上，一个时间段内，只需要访问作业的一小部分数据即可正常运行，导致内存中会驻留大量的，暂时不用的数据。

局部性原理

*时间局部性：*如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令就很有可能再次执行；如果某个数据被访问过，不久后该数据可能再次被访问。

*空间局部性：*一旦程序访问了某个存储单元，不久之后，其附近的存储单元也有可能被访问。(很多数据在内存中连续存放，并且程序的指令也是顺序地在内存中存放的)。

虚拟内存的定义和特征

基于局部性原理，在程序装入时，可以将程序中很快会用到的部分装入内存，暂时用不到的部分留在外存，就可以让程序开始执行。

在操作系统的管理下，在用户看来似乎有一个比实际内存大的多的内存，即虚拟内存

在程序执行过程中，当访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所需的信息从外存调入内存，然后继续执行程序。

若内存不足，有草错系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。

操作系统的虚拟性，实际的物理内存大小没有变，知识在逻辑上进行了扩充

虚拟内存的特征

1. 多次性：无需在作业运行时一次性全部装入内存，而是允许被分成多次调入内存。
2. 对换性：在作业运行时无需一直常驻内存，而是允许在作业运行过程中，将作业换出、换入。
3. 虚拟性：在逻辑上扩充了内存的容量，使用户看到的内存容量，远大于实际的容量。
4. 离散性：进程的物理地址空间不连续。

虚拟内存的实现方法

虚拟内存的实现需要建立在离散分配的管理方式的基础上。

与传统非连续分配存储管理的主要区别：

在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所需信息从外存调入内存，然后继续执行程序。

若内存空间不足，由操作系统负责将内存中暂时不用的信息换出到外存。

需要新增功能：请求调页(需要的从外存调入)

​ 页面置换(暂时不用的调出)

引入虚拟内存好处：

可在较小的可用内存中执行较大的用户进程；

可在内存中容纳更多进程并发执行；

不必影响编程时的程序结构（与覆盖技术比较）

提供给用户可用的虚拟内存空间通常大于物理内存(real memory)

请求分页存储管理方式

请求分页与基本分页的区别：

1. 程序执行过程中，当访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所需的信息从外存调入内存，然后执行程序。
2. 内存空间不足时，由操作系统负责将内存中暂时不用的信息换出到外存。

页表机制

为了实现请求调页，操作系统需要知道页面是否调入内存；若无则需要知道其在外存位置

为了实现页面置换，操作系统需要通过某些指标决定换出哪个页面，有的页面没有修改过，就不用再浪费时间写回外存。有的页面修改过，则需要将外存的旧数据覆盖。因此，操作系统需要记录各个页面是否被修改的信息。

请求分页页表新增4个标志位

缺页中断机构

缺页中断是因为当前执行的指令想要访存的目标页面未调入内存而产生的，因此属于内中断。

在请求分页系统中，每当要访问的页面不存在时，便产生一个缺页中断，然后由操作系统的缺页中断处理程序处理中断。

此时缺页的进程阻塞，放入阻塞队列，调页完成后再将其唤醒，放回就绪队列。

若内存中有空闲块，则为进程分配一个空闲块，将所缺页面装入该块，并将所缺页面装入该块，并修改页表中对应的页表项。

若内存中没有内存块，则由页面置换算法选择一个页面淘汰，若该页面在内存期间被修改过，则要将其写回外存。未修改过的页面不用写回外存。

缺页中断可能在指令执行期间就产生并且处理，而不一定是在一条指令执行完毕之后。

缺页调入后，重新执行被中断的指令。

地址变换机构

新增步骤

1. 请求调页：查看页表项时，查看该页是否在内存中；
2. 页面置换：需要调入页面，但无空闲块时，调出某一页再调入；
3. 页面进行调入调出，或被访问时，需要修改请求页表中新增的表项。

1. 只有写指令才需要修改修改位。并且，一般只有需要修改快表中数据，只有要将快表项删除时才需要写回内存中的慢表，这样可以减少访存次数。

2. 和普通的中断处理相同，缺页中断处理仍然需要保留CPU现场。

3. 使用页面置换算法决定，需要换出哪个页面。

4. 换出换入页面都需要启动慢速I/O。可见若换出换入太频繁，会有很大开销。

5. 页面调入后，需要修改慢表，也需要将表项复制到快表中

具有快表机制的请求分页系统中，访问一个逻辑地址时，若发生缺页，则地址变换步骤是：

查快表(未命中) ---- 查慢表(发现未调入内存) ---- 调页 (调入内存的页面对应的表项会直接加入快表) ---- 查快表(命中) ---- 访问目标内存单元

页面置换算法

页面的换入换出需要磁盘I/O,会有较大的开销，因此好的页面置换算法应该追求更少的缺页率

最佳置换算法(OPT)

每次选择淘汰的页面将是以后永远不使用，或在最长时间内不再被访问的页面，从而保证最低的缺页率。

实际无法实现

缺页中断发生9次，页面置换发生6次

缺页时候未必页面置换，只有内存块满的时候才进行置换，否则就只是缺页

缺页率 = 缺页次数/总访问页面次数

从前向后数，最后出现的页号就是需要换出的

先进先出置换算法(FIFO)

每次选择淘汰的页面是最早进入内存的页面；算法性能差

实现：把调入内存的页面根据调入的先后顺序排成一个队列，需要换出页面时选择队头页面即可。队列的最大程度取决于系统为进程分配了多少个内存块。

FIFO 会出现Belady异常 – 当为进程分配的物理块数目增大时，缺页次数不减反增的异常现象。

Belady现象的原因
FIFO算法的置换特征与进程访问内存的动态特征是矛盾的，即被置换的页面并不是进程不会访问的。

最近最久未使用置换算法(LRU)

每次淘汰的页面是最近最久为使用的页面

算法实现需要专门的硬件实现。性能好，实现困难，开销大。

需要移位寄存器

做题时，从当前往前找，当前块中最后一个出现的即为要替换的页面

实现方法：赋予每个页面对应的页表项中，用访问字段记录该页面自上次被访问以来所经历的时间t；当需要淘汰一个页面时，选择现有的页面中t值最大的，即最近最久未使用的页面。

时钟置换算法(CLOCK)

性能和开销比较均衡的算法，被称为CLOCK或者(NRU)算法。(Not Recent Used)

实现：为每个页面设置一个访问位，再将内存中的页面都通过链接指针链接成一个循环队列。当某页被访问时，其访问位为1。当需要淘汰一个页面时，只需检查页的访问位。如果是0，就选择该页换出；如果是1，则将这些页面的访问位一次置0后，再进行第二轮扫描(第二轮中一定有访问位为0的页面，因此简单CLOCK算法选择淘汰一个页面最多会经过两轮扫描)

改进型时钟置换算法

除了考虑最近页面是否有无被访问过外，操作系统还应考虑页面有无被修改过。在其他条件都相同时，应该优先淘汰修改过的页面，避免I/O操作。

修改位 = 0 表示页面没有被修改过；

修改位 = 1 表示页面被修改过。

以*(访问位，修改位)*的形式表示各页面的状态。如(1,1)表示某个页面被修改且被访问过。

算法规则：将所有可能被置换的页面排成一个循环队列

第一轮：从当前位置开始扫描到第一个(0,0)的帧用于替换。本轮扫描不修改任何标志位。

最近未被访问或修改

第二轮：若第一轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个(0,1)的帧用于替换。本轮将所有扫描过的帧的访问位置为0；

最近未被访问，但被修改过的页面

第三轮：若第二轮失败，则重新扫描，查找第一个(0,0)的帧用于替换。本轮扫描不修改任何标志位。

最近未被访问或修改

第四轮：若第三轮失败，则重新扫描，查找第一个(0,1)的帧用于替换。

最近未被访问，但被修改过的页面

由于第二问已经将所有帧的访问位设为0，因此经过第三轮，第四轮扫描必然有帧被选中。

因此，改进式CLOCK置换算法选择一个淘汰页面最多会进行四轮扫描。

页面分配策略

为每个进程分配内存时，涉及三个问题：

1. 最小物理块数的确定
2. 物理块的分配策略
3. 物理块的分配算法

目的：减少缺页中断。

驻留集

请求分页存储管理中给进程分配物理块的集合

在采用了虚拟存储技术的系统中，驻留集大小一般小于进程的总大小。

若驻留集太小，会导致缺页频繁，系统要花大量时间的来处理缺页，实际用于进程推进的时间很少；驻留集太大，会导致多道程序并发度下降，资源利用率降低。所以应该选择合适的驻留集大小。

页面分配，置换策略

*固定分配：*操作系统为每个进程分配一组固定数目的物理块，在进程运行期间不再改变。即，驻留集大小不变。

*可变分配：*先为每个进程分配一定数目的物理块，在进程运行期间，可根据情况做适当的增加或减少，驻留集大小可变。

*局部置换：*发生缺页时只能选择进程自己的物理换进行置换；

*全局置换：*可将操作系统保留的空闲物理块分配给缺页进程，也可以将别的进程持有的物理块置换到外存，再分配给缺页进程。意味着一个进程所拥有的物理块数量必然改变

组合：
无固定分配，全局置换

固定分配局部置换：

系统为每个进程分配数量一定的物理块，在整个运行期间都不改变。若进程在运行中发生缺页，则只能从该进程在内存中的页面选出一页并换出，然后再调入需要的页面。

缺点：难以在开始时为每个进程确定分配多少个物理块才合适。

可变分配全局置换

刚开始会为每个进程分配一定数目的物理块。操作系统会保持一个空闲物理块队列。当某进程缺页时，从空闲物理块中取出一块分配给该进程；若已无空闲物理块，则可选择一个未锁定的页面换出外存。

仅当空闲物理块用完时，系统才选择一个未锁定的页面调出。被选择调出的页可能是系统中任何一个进程中的页，因此这个被选中的进程拥有的物理块会减少，缺页链率会增加。

系统会锁定一些页面，这些页面中的内容不能置换出外存

会有不公平

可变分配局部置换

刚开始为每个进程分配一定数量的物理块。当某进程发生缺页时，只允许从该进程自己的物理块中选出一个进行换出外存。如果进程在运行中频繁地缺页，系统会为该进程多分配几个物理块，直至该进程缺页率趋势适当程度；反之，如果进程在运行中缺页率特别低，则可适当减少分配给该进程的物理块。

统计进程的缺页中断率系统会有开销

区别

1. 可变分配全局置换：有缺页就给分配新物理块
2. 可变分配局部置换：要根据缺页的频率来动态增加或减少进程物理块

调入页面时机

1. 预调页策略：根据局部性原理，一次调入若干相邻的页面可能比一次调入一个页面更高效。但如果提前调入的页面中大多数都没被访问过，则又是低效的。

   因此可预测不久后可能访问到的页面，将它们预先调入内存。但是预测成功率不高。主要用于进程的首次调入，由程序员指出应该先调入哪些部分。

   运行前调入

2. 请求调页原则：进程在运行期间发现缺页时才将所缺页面调入内存。由这种策略调入的页面一定会被访问到，但由于每次只能调入一页，而每次调页都要磁盘I/O操作，因此I/O开销较大。

   运行时调入

从何处调页

1. 系统拥有足够的对换区空间：页面的调入、调出都是在内存与对换区之间进行。这样可以保证页面的调入，调出速度很快。在进程运行前，需将进程相关的数据从文件区复制到对换区。
2. 系统缺少足够的对换区空间：凡是不会被修改的数据都直接从文件区调入，由于这些页面不会被修改，因此换出时不必写回磁盘，下次需要时再从文件区调入即可。对于可能被修改的部分，换出时需写回磁盘对换区，下次需要时再从对换区调入。

3. UNIX方式：运行之前进程有关的数据文件全部放在文件区，故未使用过的页面，都可以从文件区调入。若被使用过的页面需要换出，则写回对换区，下次需要时从对换区调入。

抖动现象

刚刚换出的页面马上要换入内存，刚刚换入的页面马上要换出外存，这种频繁的页面调度行为称为抖动。

**产生抖动的原因：**进程频繁访问的页面数目高于可用的物理块数(分配给进程的物理块不足)

抖动的预防

（1）CPU调度程序中引入工作集算法。保证为每个进程分配的物理页框数能包括该进程当前的局部性。

（2）挂起若干进程

（3）采用局部置换策略，可以把抖动局限在较小的范围。但某进程发生抖动，会长时间处于磁盘I/O等待队列中，使其他进程的缺页中断处理时间加长。

（4）L=S 准则

Denning在1980年提出，用于调整多道程序度，使产生缺页的时间（L）等于系统处理进程缺页的平均时间（S）。理论和实践表明，此时CPU利用率最好。

解决抖动并不是分配给每个进程的页框越多越好。因为每个进程都有当前的局部性，分配给它的页框只要能包括它当前的局部性就是最佳的，即工作集

工作集

为了研究该为每个进程分配多少物理块，提出工作集概念。

在某段时间间隔内，进程实际访问页面的集合。

操作系统会根据窗口尺寸来算出工作集。

工作集大小可能小于窗口尺寸，实际应用中，操作系统可以统计进程的工作集大小，根据工作集大小给进程分配若干内存块。