操作系统（day12）-- 虚拟内存；页面分配策略

虚拟内存管理

虚拟内存的基本概念

传统存储管理方式的特征、缺点

1. 一次性： 作业必须一次性全部装入内存后才能开始运行。
2. 驻留性：作业一旦被装入内存，就会一直驻留在内存中，直至作业运行结束。事实上，在一个时间段内，只需要访问作业的一小部分数据即可正常运行，这就导致了内存中会驻留大量的、暂时用不到的数据，浪费了宝贵的内存资源

局部性原理

高速缓存技术利用的是局部性原理，将频繁使用的数据放到更高速的存储器中。

• 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很有可能再次执行;如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问。(因为程序中存在大量的循环)
• 空间局部性：一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问。（因为很多数据在内存中都是连续存放的)

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
若内存空间不够，由操作系统负责将内存中那个暂时用不到的信息换出到外存。
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得多的内存，这就是虚拟内存。

虚拟内存有三个主要特征：

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，将作业换入、换出。
3. 虚拟性：从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。

虚拟内存的实现

虚拟内存的实现需要建立正在离散分配的内存管理方式基础上。

1. 请求分页存储管理
2. 请求分段存储管理
3. 请求段页式存储管理

不管哪种实现方式，都需要硬件技术的支持。一般需要的支持有以下几个方面：
1.一定容量的内存和外存
2.页表机制（或段表机制）作为主要的数据结构
3.中断机构：当用户程序要访问的部分尚未调入内存时，则产生中断
4.地址变换机构：实现逻辑地址到物理地址的变换

请求分页管理方式

请求分页产生内部碎片，请求分段产生外部碎片
请求分页系统建立在基本分页系统的基础之上，为了支持虚拟存储器功能而增加了请求调页和页面置换功能。在请求分页系统中，只要求将当前需要的一部分页面装入内存，便可以启动程序运行。

页表机制

请求分页系统的页表机制不同于基本分页系统，请求分页系统在一个作业运行之前不要求全部一次性调入内存，因此在作业运行过程中，必然会出现要访问的页面不在内存中的情况，如何发现和处理这种情况是请求分页系统必须解决的两个基本问题。为此，在请求页表项中增加了4个字段，如下图所示。

缺页中断机构

在请求分页系统中，每当要访问的页面不在内存中时，便产生一个缺页中断，请求操作系统将所缺的页调入内存。此时应将缺页的进程阻塞（调页完成唤醒），若内存中有空闲块，则分配一个块，将要调入的页装入该块，并修改页表中的相应页表项，若此时内存中没有空闲块，则要淘汰某页，若被淘汰的页在内存期间被修改过，则要将其写回外存，采用页面置换算法

1. 在指令执行期间而非一条指令执行完后产生和处理中断信号，属于内部中断。
2. 一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。

地址变换机构

在进行地址变换时，先检索快表；
若快表中有对应的表项，则直接拿到表项中的物理块和页内地址形成物理地址，并且在此之前还需要修改快表中的访问位（对应的访问字段+1）、修改位（只有该指令是写指令才需要修改）
注意：一般如果快表命中，就只需要修改快表中对应的访问位和修改位就行。没有则需要修改内存中页表的。 为什么？ 因为快表中有则会走快表中的数据，快表被删除则会将该表项数据写回内存的页表，可以减少访存的次数
若未找到该页的页表项，则应到内存中去查找页表，再对比页表项中的状态位P，看该页是否已调入内存，未调入内存则产生缺页中断，请求从外存把该页调入内存。
请求分页中的地址变换过程

页面置换算法

进程运行时，若其访问的页面不在内存中而需将其调入，但内存已无空闲空间时，就需要从内存中调出一页程序或数据，送入磁盘的对换区。

选择调出页面的算法就称为页面置换算法。用页面置换算法决定应该换出哪个页面。页面的换入换出需要有磁盘的I/O，会有较大的开销，因此好的页面置换算法需要追求更少的缺页率。

最佳置换算法（OPT）

最佳页面置换算法选择的被淘汰页面是以后永不使用的页面，或是在最长时间内不再被访问的页面，以便保证获得最低的缺页率。但是，人们无法预知进程在内存下的若干页面中的哪个是未来最长时间内不再被访问的，因为该算法无法实现。

先进先出页面置换算法（FIFO）

优先淘汰最早进入内存的页面，即再内存中驻留时间最久的页面。
FIFO算法还会产生所分配的物理块数增大而页故障数不减反增的异常现象，这成为Belady异常。只有FIFO算法可能出现Belady异常。

Belady异常如下图：

最近最久未使用置换算法（LRU）

选择最近最长时间未访问过的页面予以淘汰，它认为过去一段时间内未访问过的页面，在最近的将来可能也不会被访问。该算法为每个页面设置一个访问字段，来记录页面自上次被访问以来所经历的时间t，淘汰页面时选择现有页面中值最大的予以淘汰。

缺点：该算法的实现需要专门的硬件支持，虽然算法的性能好，但是实现困难，开销大

时钟置换算法（CLOCK）

最佳置换算法性能最好，但无法实现;先进先出置换算法实现简单，但算法性能差;最近最久未使用置换算法性能好，是最接近OPT算法性能的，但是实现起来需要专门的硬件支持，算法开销大。

简单的CLOCK算法实现方法
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，其访问位置为1。当需要淘汰一个页面时，只需检查页的访问位。如果是o，就选择该页换出;如果是1，则将它置为0，暂不换出，继续检查下一个页面，若第一轮扫描中所有页面都是1，则将这些页面的访问位依次置为o后，再进行第二轮扫描（第二轮扫描中一定会有访问位为0的页面，因此简单的CLOCK算法选择一个淘汰页面最多会经过两轮扫描)
改进型的时钟置换算法
简单的时钟置换算法仅考虑到一个页面最近是否被访问过。事实上，如果被淘汰的页面没有被修改过，就不需要执行I/O操作写回外存。只有被淘汰的页面被修改过时，才需要写回外存。

因此，除了考虑一个页面最近有没有被访问过之外，操作系统还应考虑页面有没有被修改过。在其他条件都相同时，应优先淘汰没有修改过的页面，避免I/O操作。这就是改进型的时钟置换算法的思想。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。

为方便讨论，用（访问位，修改位）的形式表示各页面状态。如（1，1）表示一个页面近期被访问过，且被修改过。
算法规则:将所有可能被置换的页面排成一个循环队列

这里的访问位为0时，并不是说这个页没有被访问过，这是相对最近没有被访问过，可以被修改过
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（找到未被访问过，且也没有被修改过的，这样不需要将该页写入到外存中，因为未被修改过）
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访问位设为0 （找到未被访问过，被修改过的）
第三轮:若第二轮扫描失败，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（找到的第一个0，0是最近访问过的，但是因为页表中目前的都是被访问过的，因此都被置为了0，且它是没有被修改过的）
第四轮:若第三轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个(0,1）的帧用于替换。
由于第二轮已将所有帧的访问位设为0，因此经过第三轮、第四轮扫描一定会有一个帧被选中，因此改进型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

调入页面的时机

1.预调页策略：将预计在不久之后便会被访问的页面预先调入内存。成功率约为50%，因此这种策略主要用于进程的首次调入。（比如程序的main函数，就会用预调页策略）
2.请求调页策略：进程在运行中需要访问的页面不在内存而提出请求，由系统将所需页面调入内存。缺点是每次只调入一页，调入、调出页面数多时会花费过多的I/O开销。

从何处调入

抖动

刚刚换出的页面马上又换入主存，刚刚换入的页面马上又换出主存，这种频繁的页面调度行为称为抖动或颠簸。

抖动发生的主要原因是，进程频繁访问的页面数目高于可用的物理页帧数目，即分配给进程的物理块不够。

工作集

工作集指在某段时间间隔内，进程要访问的页面集合。基于局部性原理，可以用最近访问过的页面来确定工作集。

为了防止抖动现象，一般来说给进程分配的物理块数（即驻留集大小）要大于工作集大小。