【操作系统】内存管理

操作系统概念：
1. 总述
2. 进程管理
3. 内存管理
4. 文件管理
5. IO管理

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为更好的支持多到程序执行，提高系统的资源利用率，需要对内存进行管理

对内存的访问以块为单位，对内存的分配由采用的分配方式决定

编址空间位数取决于硬件访存能力，地址总线宽度

3. 内存管理

操作系统对内存的划分和分配

3.1 基本概念

3.1.1 存储器的层次化结构

a. 主要思想

上一层是下一层的高速缓存，解决速度、容量、成本的矛盾

速度越慢的设备，cpu访问频率越低

在辅存中的数据只有调入主存才可被cpu访问

b. 三级存储系统

上一层存的是下一层数据的副本

Cache-主存

• 解决cpu和主存速度不匹配问题
• 全部由硬件自动完成
• 速度接近Cache，容量和价位仅仅主存
• 对任何程序员透明

主存-辅存

• 解决存储系统容量问题
• 将主存与辅存的一部分通过软/硬结合的技术形成虚拟存储器
• 速度接近主存，容量和价位仅仅辅存
• 对应用程序员透明

3.1.2 内存管理功能

1. 逻辑地址到物理地址的转换

2. 内存的分配与回收

   • 连续分配管理方式

     单一连续分配

     固定分区分配

     动态分区分配

   • 非连续分配管理方式

     基本分页存储管理

     基本分段存储管理

     段页管理方式

3. 内存的扩容

   • 覆盖技术

   • 虚拟内存

     请求分页存储管理

4. 存储保护

3.1.3 一段代码载入内存的过程

1. 预处理阶段

主要完成 # 后的各项内容到源文件的替换

• #ifdef 完成条件编译内容的替换
• #include ，将头文件内容拷贝到源文件
• #define ，替换宏定义

完成后产生 file1.i 类型的文件

2. 编译阶段

编译：完成语法和语义分析，然后生成中间代码 file.s 类型的汇编代码文件

汇编：通过汇编器，将汇编代码翻译成机器指令，生成 file.o 类型的二进制文件

3. 链接阶段

将文件中调用的各种函数跟静态库和动态库连接，一起打包并形成可执行文件

静态连接

程序运行之前，将各 .o文件 及其所需的库函数链接成一个完整的装入模块

装入时动态链接

边装入内存边链接

运行时动态链接

需要的 .o 模块才进行链接

便于修改和更新，实现.o模块的共享

动态链接与程序逻辑结构有关，段式内存分配

4. 装入

绝对装入

目标模块中的地址是内存的物理地址

逻辑地址与实际地址完全相同，适用于单道程序设计

可重定位装入(静态重定位)

多个程序生成的多个目标模块，每个模块的地址单元从 #0 开始

静态重定位：地址变换在装入时一次完成

• 重定位：逻辑地址变为物理地址

特点

• 一次装入：必须分配连续的内存空间
• 装入后不可移动

动态运行时装入(动态重定位)

地址转换在真正运行时才确定

由于存在装入后换出，所以目标模块的物理地址也会相应改变

特点

• 需要硬件支持（重定位寄存器）

  存放进程在内存中的起始地址

  整个系统只有一个重定位寄存器，处理器同一时刻只能执行一条指令

• 属于同一作业的目标模块可能分配到不连续的存储空间

• 只装入整个程序的部分代码即可运行，运行期间，根据需要动态申请内存

• 便于程序段的共享，提供远大于物理内存空间的逻辑地址空间

装入方式对应的内存分配方式

3.1.4 交换技术提高程序道数

交换技术：指中级调度

a. 调度时机

多进程运行且内存不够时，发生中级调度

• 指标：缺页率过大

当系统符合低时，停止调度

b. 换入换出的对象

换出：将处于 阻塞状态 或 在cpu调度中失去运行权利 的程序从内存移到外存

• 处于IO状态的进程不能换出，否则会造成IO区的数据被新换入的进程占用，导致错误

换入：将准备好竞争cpu运行的 挂起态 进程从辅存移动到内存

c. 基本要求

• 交换需要备份，PCB常驻内存

• 确保每个进程执行时间比交换时间长

d. 空间支持

文件系统划分为文件区和对换区

• 文件区：追求存储密度，采用离散分配方式

• 对换区：追求交换速度，采用连续分配方式

3.2 地址转换

地址：用于标记某一存储单元，如按字节编址，则地址标记的是某一字节

将逻辑地址转换为物理地址

系统编程人员才知道内存管理的具体机制

应用程序员只知道逻辑地址

3.2.1 物理地址

内存中物理单元的集合

运行时， 指令执行和数据访问 都要通过物理地址从主存存取

3.2.2 逻辑地址

不同进程有独立的逻辑地址空间，映射到不同的内存物理地址

3.3 存储保护

保证各道作业在分配给各自的存储空间内运行，互不干扰

• 保护操作系统进程不受用户进程影响
• 保护用户进程不收其他用户进程影响

硬件支持

界地址寄存器

存的内容是当前进程的逻辑地址范围

主要运算是 比较 ，判断是否越界

重定位寄存器(基址寄存器)

存的内容是最小物理地址值

主要运算是 加 ，通过与界地址寄存器相加得到物理地址

3.4 内存分配与回收

内部碎片与外部碎片：

• 分配了但没用完，就是内部碎片；
• 外部碎片，所有分区外没分配的内存空间

只要存在 固定 ，则一定会存在内部碎片，而 动态 的分配方式，会产生外部碎片

段页式——固定与动态同时存在，按固定处理

3.4.1 连续内存分配方式

连续内存分配，不需要记录映射表，相应的系统代价小

a. 单一连续分配

分为系统区与用户区

• 系统区：仅供操作系统使用，低地址部分

特点

• 无需内存保护：内存中永远只有一道程序

• 优点：

  简单，无需额外技术支持；

  无外部碎片；

  可采用覆盖技术解决空间不足，交换技术提高作业道数

• 缺点：只能用于单用户单任务操作系统；有内部碎片；存储器利用率低

硬件支持

• 界地址寄存器、越界检查机构

b. 固定分区分配

将内存划分为若干大小固定的分区，每个分区只能装入一道程序

当分区大小相等时，适合一台计算机控制多个相同对象

相关数据结构

分区说明表：用于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（是否已分配）

当有一个程序请求装入时，查分区说明表，如果有大小合适的分区，则修改状态

特点

• 优点：无外部碎片
• 缺点：存在内部碎片；规定了分区大小，大程序无法装入，只能采用覆盖技术；

硬件支持

• 界地址寄存器、越界检查机构
• 重定位寄存器
• 长度寄存器
• 动态地址转换机构

c. 动态(可变)分区分配

根据待装入进程实际大小建立分区

相关数据结构

• 空闲分区表
• 空闲分区链

特点

存在外部碎片 ，无内部碎片

解决方案：紧凑

• 在重定位寄存器的支持下，OS不断进行进程的移动和整理

分区分配(分区选择算法)

首次适应算法

将空闲分区按地址递增连接，分配内存时尽可能使用低地址部分的空闲分区

高地址留下大的空闲分区

优点：

• 综合性能最好
• 算法开销小，回收分区后不需要对空闲分区队列重新排序

缺点：低地址出现了较多的小空闲分区，增加查找开销

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循环首次适应算法(邻近适应)

将空闲分区按地址递增连接，从上次查找结束的位置继续

优点：不用每次从低地址的小分区开始检索

缺点：不利于大进程，导致在高地址的大分区也被用完，分裂为小碎片

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最佳适应算法

将空闲分区按容量递增连接

缺点：

• 产生较多外部碎片：会产生太小的，难以利用的碎片
• 算法开销大：回收分区后可能需要对空闲分区队列重新排序

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最坏适应(最大适应)

将空闲分区按容量递减连接

缺点：

• 大内存块缺失，不利于大进程
• 算法开销大

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性能：

$$首次适应\ge 最佳适应>最大适应$$

分区的回收

相邻空闲空间合并

使用拼接技术合并空闲区

3.4.2 动态内存分配

需要额外的空间存储索引，数据存储密度低于连续存储

A. 基本分页存储管理

a. 概念

存储空间的单位：主存和进程划分为大小相等的块，作为主存的基本单位

• 以块为单位逐个申请主存中的块
• 进程按与主存大小相同的块划分，运行按块申请空间

页与页框

进程中的块称为页

内存中的块称为页框

• 页框号=页号=物理页号=物理块号

页面大小

页面大小应为2的整数次幂，便于硬件处理

页面大小划分应适中

• 过小：

  页表过长，占用大量内存，不能充分利用访存的空间局部性提高命中率

  增加地址转换的开销，降低页面换入/换出的效率

• 过小

  平均页内碎片较大，降低内存利用率

  页面太大会使页面调入/调入时间较长

b. 特点

不会产生外部碎片

只有最后一个不完整的块申请内存时才会产生页内碎片

每个进程平均产生半个页的页内碎片

块相对于分区小很多

c. 支持机构

页表

页表存放于内存中，本进程的PCB中

页表项连续存放，下标号对应的是逻辑空间的页号

页表项：页号与内存块号的映射

页表项大小的确定

• 一个页面刚好存储整数个页表项
• 页表项顺序连续存放在内存

页面大小：页面占用的存储空间 $=2^{页内地址位数}$

页表长度：页数 $=页号范围=2^{页号位数}$

页表项长度：一个页表项占用的存储空间 $=页号位数$

寄存器支持

页表始地址存放于页表基址寄存器中：页表功能由一组专门的存储器实现，较快的完成地址转换

页表寄存器：系统中只设置一个页表寄存器，进程执行时，将页表始地址和页表长度放入页表寄存器

d. 逻辑地址结构

逻辑地址从 #0 开始

页号：逻辑页号

页内偏移地址：距离该页始地址的偏移量。由于动态内存分配中，逻辑页面大小=内存块大小，所以页内偏移量与内存块的块内偏移量相等

e. 分页管理的基本地址变换机构

两次访存

1. 访问页表
2. 根据物理地址访问数据或指令

f. 具有快表的地址变换机构

快表中存放的是页表的一部分副本

若快表未命中，则通过访问页表获取该逻辑地址对应的页表项后，要将副本存入快表

查询快表的速度比查询页表的速度快很多，由于局部性原理，快表的命中率达90%以上。

如：如访问一次快表耗时 $1\mu s$，访问一次内存耗时 $100\mu s$，快表命中率90%

• 未采用快表机制，访问一个逻辑地址需要 $100+100\mu s=200\mu s$
• 采用快表机制，访问一个逻辑地址 $(1+100)\times 0.9+(1+100+100)\times 0.1=111\mu s$
• 若支持快慢表同时查找，访问一个逻辑地址 $(1+100)\times 0.9+(100+100)\times 0.1=110.9\mu s$

g. 多级页表映射机构

页表的问题与方案

问题：页表连续顺序存储，占用空间大。若一次性调入内存，则对页表的访问显然不满足局部性原理

解决：对页表建立索引表——多级页表

• 索引表指示某块页表的始地址，不用把所有页表都调入内存，只将有需要的部分调入

新问题：几级索引表就会增加几次访存

地址结构

各级页表大小不能超过一个页面

如：按字节编制，40位逻辑地址，页面大小4KB，页表项大小4B，采用页式存储，需要几级页表，页面偏移量占几位？

2 页面偏移量位数 = 页面大小 ⇒ 页面偏移量位数 = 12 位 2^{页面偏移量位数}=页面大小\Rightarrow 页面偏移量位数=12位 2页面偏移量位数=页面大小⇒页面偏移量位数=12位

页号位数=40-12=28位

总页面数 = 总页表项数 = 2 页号位数 = 2 28 总页面数=总页表项数=2^{页号位数}=2^{28} 总页面数=总页表项数=2页号位数=228

一个页面可存放页表项个数 = 页面大小 页表项大小 = 2 12 2 2 = 2 10 一个页面可存放页表项个数=\frac{页面大小}{页表项大小}=\frac{2^{12}}{2^2}=2^{10} 一个页面可存放页表项个数=页表项大小页面大小​=22212​=210

故需要3级页表

顶级页表最多占一个页面

地址变换

1. 按照地址结构将逻辑地址拆分成三部分
2. 从PCB中读出页目录表始地址，再根据一级页号查页目录表，找到下一级页表在内存中的位置
3. 根据二级页表号查表，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

B. 基本分段存储管理

引入目的

• 方便编程
• 分段保护和共享
• 动态增长和链接

a. 基本概念

分段：按用户进程中的自然段划分逻辑空间

• 每段的地址空间从 #0 开始，分配一段连续空间

• 段内地址连续，段间离散

b. 分页与分段的对比

c. 段表

逻辑空间与物理空间的映射表

段表项：{段号|段长|本段在内存中的始地址}

d. 逻辑地址的划分

段内地址：长度不定，可以知道每段的最大长度

段号：通过段号可以知道最多允许有多少个分段

e. 地址映射

物理地址的计算：

由于每段逻辑地址都是从#0开始，所以段基址向后偏移段内地址，就是物理存储单元

而页式中，每增加一个页号，地址空间会跳过一个页面空间的大小，所以物理页号需要乘页面大小

如：

f. 段的共享

多个作业段指向共享段的同一块物理空间实现

• 共享同一块存储空间，或通过动态链接方式 将所需的程序段映射到相关进程中

• 当一个作业正在从共享段读取时，必须防止另一个作业对共享段的修改

• 只有确保当前共享段没有任何进程使用时，才可释放本段

• 通过段的共享，可以减少程序段的调入/调出

数据结构

设置共享段表，所有可共享的分段都由共享段表统一管理

• 共享进程计数器：当前共享段被几个进程共享
• 同一共享段在不同的进程中有不同的段号
• 同一共享段只有一个表项

分配

对于第一个请求该共享段的进程，系统为该共享段分配一块内存区，将该共享段调入

同时将该块的始地址填入请求进程的段表

在共享段表中对相应该表项填写相关信息，并将count置1

回收

释放该共享段占用的内存，将count减1

• 若count表项变为0，则需要系统回收共享段的物理内存及相关表项

g. 保护

存取控制保护

地址越界保护

段寄存器中段表长度>逻辑地址段号，发生越界中断

段表项中的段长> 逻辑地址中的段内偏移，发生越界中断

C. 段页管理方式

先分段再分页，所以回显访问段表，在访问页表

• 调入调出以页为基本传送单位

• 段长必须是页长的整数倍，段起点必须是某页起点

分段分页优缺点

	优点	缺点
分页管理	内存空间利用率高，不会产生外部碎片，有少量的内部碎片	不方便按照逻辑对模块实现信息的共享和保护
分段管理	段分界与程序的自然分界对应，具有逻辑独立性 便于多道程序共享和保护	如果段长过大，为其分配很大的连续空间会很不方便。 另外，段式管理会产生外部碎片
段页式管理	兼具页式和段式内存管理的优点，可以实现共享和保护	地址映射至少需要两次查表才能访问数据存储单元

段页式地址结构

{段号S|页号P|页内偏移量W}

支持机构

段表和页表

一个进程只能有一个段表，可以有多个页表

段表项：{段号|页表始地址|页表长度}

页表项：{页号|块号}

段表(页表)寄存器

指出段始地址+段表长度

• 在段表(页表)寻址时，作为重定位寄存器
• 判断是否越界，作为界寄存器

地址映射机制

3.5 内存空间的扩充

利用虚拟化技术或者自动覆盖技术

3.5.1 覆盖技术

将用户空间划分成一个固定区和若干覆盖区，将活跃部分放入固定区，其余部分按调用关系分段，依次顺序调用

更新只涉及覆盖区，固定去会常驻内存

特点

• 允许部分装入即可运行

缺点

• 同时运行量大于主存容量时，不能运行
  

  

3.5.2 虚存

A. 基本概念

a. 传统存储管理方式的缺点

一次性：一个程序相关的进程必须全部装入内存才能运行

• 导致大作业无法装入内存
• 只有少数作业先运行，导致多道程序度下降

驻留性：作业装入内存，直至运行结束才会被换出

b. 虚存的概念&引入目的

程序不用全部装入即可运行，运行时动态调入数据，内存不够用时，换出数据

c. 虚存的特点

• 多次性：一个作业程序分多次调入内存
• 对换性：作业无需常驻内存，允许运行过程中，将作业换入，换出
• 虚拟性：从逻辑上扩充内存容量，使用户可使用容量大于实际容量

e. 原理

程序文本->装入内存

在物理层面，应用程序员提交的程序和数据在操作系统管理下，先送入磁盘。当需要该作业时，由操作系统将当前运行所需部分调入主存

局部性原理

时间局部性原理：由于程序中循环结构的存在，某条指令被执行后，一段时间又会被执行；某条数据被访问后，一段时间后又被访问

故采用高速缓存层次结构，将最近使用的指令和数据副本保存在高速缓存器(Cache)中

空间局部性原理：指令大部分按顺序存放、顺序执行，所以程序在一段时间内访问的地址集中在一定范围内

故采用较大的高速缓存，将预取机制集成到高速缓存的控制逻辑中

局部性原理的应用：快表；虚存

f. 虚存的功能

• 请求调页/段功能：当要访问的数据不在内存中，操作系统将需要部分所在页/段调入内存
• 页面置换功能：操作系统将暂时不用的内容换出到外存

g. 内存管理方式

建立在非连续内存分配方式上

h. 虚存的硬件支持

• 一定量的内存和外存
• 地址变换机构
• 页表机制
• 中断机构，产生缺页中断

i. 虚存的技术支持

调入调出

交换与调入&调出都是在内存与外存间的信息交换

但交换

• 目的是为了提高多道程序度，
• 交换的是进程，
• 受内存物理容量的限制

调入调出的

• 目的是扩充内存空间，
• 调入调出的是页面或分段，
• 进程的地址映射不受内存的物理容量限制

覆盖技术

覆盖程序段最大长度受内存容量限制

虚存最大长度不受内存物理容量限制，只受计算机地址结构限制（地址总线个数）

j. 虚存与Cache的异同

相同处

• 有容量、速度、价格梯度，提高系统性能
• 把数据分为小信息块，作为基本传递单位
• 都有地址映射，替换算法，更新策略
• 都依据局部性原理，将活跃数据存放在相对高速的部件中
  

  

B. 请求分页内存管理

a. 基本概念

页面

一个程序(进程)在逻辑上被分为大小相等的 页面

分散的存放在主存的物理存储单元

逻辑地址(虚地址)

{逻辑页号|页内地址}

• 逻辑页号：程序中的逻辑页号数
• 页内偏移：距离页面的始地址偏移量

每个程序的逻辑地址从 #0 开始

物理地址(实地址)

实页号|页内地址

b. 存储空间

• 主存基本单位为块
• 进程基本单位为逻辑页

c. 进程需要的最小物理块数

由执行一条指令所涉及的页面数确定

d. 支持机构

数据与程序的存放需要内存外存支持

虚地址位数

虚存大小<内存容量+外存容量，虚存的容量变现为虚存地址位数

页表

存储逻辑页号与主存块号的映射关系

在一个作业获得作业调度后，有了运行可能，则其页表始地址会存在根进程的PCB中，在该进程调度过程中，会将此页表始地址放入页表基址寄存器

页表项：页号{内存块号|状态位|访问字段|修改位|外存地址}

• 状态位：是否已调入内存
• 访问字段：可记录最近被访问过几次，或记录上次访问的时间，供置换算法选择页面换出
• 修改位：页面调入内存后是否修改过
• 外存地址：页面在外存的存放位置

地址变换机构

映射：将逻辑地址变为物理地址

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快表(TLB)：块表中存放页表项的副本

Cache中存储的是主存块的数据副本：加快对数据的访问

减少页表访问带来的访存次数，加快地址变换

• 快表存放于Cache中(SRAM)，页表存放于主存中(DRAM)
• 快表相联存储器，可以按地址访问

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缺页中断机构

一条指令的执行过程可能发生多次缺页中断

• 上限：页面访问序列长度
• 下限：页数（页面访问序列去重）

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缺页中断属于 内部中断

• 内部中断(cpu内)

  故障：错误条件引起，可被修复

  陷入：主动放弃cpu，系统调用

  终止：不可回复，终止处理程序

• 外部中断(cpu外)

  I/O中断请求

  人工干预

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中断过程

• 进程访问的页不再内存中，产生缺页中断

• 将缺页进程阻塞

• 操作系统缺页中断处理程度将所缺页调入内存

  若内存中没有空闲块，用置换算法换出某页

  若换出页被修改过，将其写回外存

• 恢复现场，将PC指向引起中断的指令，重新执行

• 从TLB中获取的物理地址访存相应页面，获取数据信息或指令

时间计算：一次TLB访问时间+一次内存访问时间+中断处理时间+调入后TLB访问时间+访存取数据或指令

e. 带TLB的访存过程

当页表项标记的某一页换出，则TLB中相应项也要删除

f. 页面分配

驻留集

请求分页存储管理中给进程分配的物理块的集合

• 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，系统花费大量时间处理缺页，造成进程执行时间减少
• 若主流级太大，会使多道程序并发度下降，资源利用率降低，所以要选择合适的驻留集大小

分配方式与置换方式

固定分配（驻留集大小不变）：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

可变分配（驻留集大小可变）：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

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局部置换：发生缺页时，在自己的驻留集中选择进程置换

• 局部置换一定是固定分配，单个进程的驻留集不会发生改变

全局置换：将操作系统保留的空闲物理块分配给缺页的进程；也可将别的进程持有的物理块置换到外存，在分配给缺页进程

• 全局置换可以是可变分配也可以是固定分配

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固定分配局部置换

单个进程物理块不变，从本进程的驻留集置换

缺点：

难以确定应为每个进程分配的物理块数

• 少则缺页频繁
• 多则降低多道程序度，系统资源利用率低

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可变分配全局置换

先为每个进程分配一定数量的物理块，操作系统保持一个空闲物理块队列。

当某进程发生缺页时，从空闲物理块中分配一块给该进程

若无空闲物理块，则选择一个未锁定的页面换出到外存

• 换出的页面可能是任何进程，造成缺页率的增加

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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。当进程发生缺页时，只允许从该进程的驻留集中选择一个物理块

• 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，直至该进程缺页率适当
• 如果进程缺页率极地，则适当减少为该进程分配的物理块

g. 页面置换算法

分为局部置换（本进程中的页）和全局置换（系统中的页）
缺页中断次数 ≠ 页面置换次数 缺页中断次数 \neq 页面置换次数 缺页中断次数=页面置换次数

最佳置换算法(OPT)

将来最长时间不会用

由于无法预判进程的访问序列，仅具有理论意义

先进先出算法(FIFO)

选择调入主存最长时间的页面——队列类算法

若增加页框数，缺页中断次数不一定增加，可能会减少

可能会产生Belady异常：所分配的物理块数增大而故障不减反增

最近最久未使用算法(LRU)

每次淘汰的页面是最近最久未访问的页面——堆栈类算法

实现方法：页表中增加 访问位 ，记录该页面距离上次访问经历的时间，每当要淘汰一个页面，选择该字段最大的页面

一个页表项：{页号|内存块号|状态位|访问位|修改位|外存地址}

特点：

• 算法性能好

• 需要寄存器和栈等硬件支持

• 需要硬件支持原因：需要对所有的页排序

• 当进程的访问序列没有重复时，变为FIFO算法

时钟置换算法(Clock、NRU)

将页面设置成循环队列

一个页表项：{页号|内存块号|状态位|访问位|修改位|外存地址}

做法：

• 页表中增加 访问位 ，若某个页面被访问。置1 访问位=1

• 当需要淘汰某个页面时，循环扫描各页面

  第一轮淘汰 访问位=0 的，并将扫描过的页面内 访问位=0

  若第一轮没选中页面，则进行第二轮扫描

特点

• 实现简单
• 算法开销小，未考虑页面是否被修改

改进Clock

在简单Clock基础上，优先淘汰未被修改的页面

• 未被修改的页面不需要写回外存，减少IO次数

访问标记

	修改位m=0	修改位m=1
访问位u=0	(0,0)最近未被访问，未被修改	(0,1)最近没有访问，但修改过
访问位u=1	(1,0)最近被访问过，但未修改	(1,1)最近访问过，且修改过

过程

将所有可能被置换的页面排成一个循环队列

1. 第一轮：从当前位置开始扫描到第一个 (0,0) 的页面用于置换。——未访问，未修改

2. 第二轮：第一轮扫描失败，则查找第一个 (0,1) 的页面置换。——未访问，被修改

   本轮将所有扫描过的页面访问位置0

3. 第三轮：查找第一个(0,0) 的页面用于置换。——被访问，未修改

4. 第四轮：查找第一个(0,0)的页面用于置换——被访问，被修改

h. 调页策略

调页时机

预调页策略：根据空间局部性原理，一次调入若干相邻页面比调入一个页面更高效

• 但如果调入的页面大多没有被访问，则很低效
• 主要用于进程的首次调入（运行前调入），由程序员指定调入部分

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请求调页策略：进程在运行期间发现缺页，将所缺页面调入（运行时调入）

• 每次只能调入一页，而每次调页都需要磁盘的IO操作，造成较大的系统开销

i. 调查出页放哪

系统有足够对换区

页面调入调出在对换区进行

OS将相关文件复制到对换区

系统缺少对换区

不会被修改的文件直接从文件区调入，不接收换出

可能被修改的，换出到对换区，从对换区换入

UNIX换页区间

第一次调入的页面都从外存调入

曾经运行过但未被换出的页面，存放于对换区

j. 性能分析

有效访问时间

访问页面所需的平均时间

1. 若访问页面在快表中，则只需访存一次——取数据

2. 若产生产生缺页中断

   快表命中率为p，内存读写周期为m，缺页率为f，缺页中断处理时间为t，则有效访问时间为
   $$EAT=p\times m+(1-p-f)\times 2m+f\times (2m+t+m)$$

缺页中断处理时间

• 页面传输时间
• 进程现场恢复时间
• 仅考虑页面传送时间

影响缺页率的因素

• 分配给进程的物理块
• 页面本身大小
• 程序编址方法
• 页面置换算法

抖动现象

频繁的页面调入调出行为：刚刚换入的页面马上要换出内存。刚刚换出的页面马上换入内存

主要原因：进程分配到的物理块太少

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驻留集与工作集

驻留集：请求分页存储管理中给进程分配的内存块的集合

• 驻留集不能小于工作集大小，否则会出现抖动现象

工作集：某段时间间隔里，进程实际访问的页面集合

• 工作集可能小于驻留集大小
• OS统计进程的工作集大小，根据工作集，根据工作集大小给进程分配若干物理块

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