1. 虚拟存储器概述
- 传统存储管理方式的特征
- 一次性。作业必须一次装入内存后才能运行；
- 驻留性。作业被装入内存后，就一直驻留在内存中，其任何部分都不会被换出。
- 局部性原理
- 时间局部性。某数据被访问过，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，在不久后，其附近的存储单元也将被访问。
- 虚拟存储器
- 在程序装入时，将程序的一部分装入内存，而将其余的部分留在外存，就可以启动程序执行。
- 在程序执行的过程中，当所访问的信息不再内存时，由操作系统将所需要的部分调入内存，然后继续执行程序；操作系统将内存中暂时不使用的内容换出到外存上。
- 系统好像为用户提供了一个比实际内存大得多的存储器，即称为虚拟存储器。
- 虚拟内存的容量在逻辑上等于内存+外存的大小，但实际上，其容量受到地址结构的限制。如一个32位地址结构虚拟内存容量为2^32。
- 虚拟存储器有以下三个特征：
①多次性。作业可分多次调入内存运行；
②对换性。允许在作业运行的过程中进行换入和换出（与传统段页式管理方式最大的区别）；
③虚拟性。用户看到的内存容量远大于实际容量。
- 虚拟内存技术的实现
需要一定的硬件支持，主要包括：
- 内存和外存。
- 页表机制（或段表机制）。
- 中断机构。用户程序访问的部分尚未调入内存时产生中断。
- 地址变换机构。逻辑地址到物理地址的转换。
2. 请求分页存储管理方式
- 页表机制
- 状态位P：记录该页是否已经调入内存；
- 访问字段A：记录本页在一段时间内被访问的次数或多长时间未被访问，供置换算法换出页面时参考；
- 修改位M：标识该页调入内存后是否被修改过；
- 外存地址：记录该页在外存上的地址。
- 缺页中断机构
当要访问的页面不在内存中，便产生一个缺页中断，请求操作系统将所缺的页调入内存。若内存中有空闲块则直接分配，若内存中无空闲块则要按照一定的规则淘汰某页。 - 地址变换机构
3. 页面置换算法
- 最佳（OPT）置换算法
- 淘汰选择：以后永不使用的页面，或在最长时间内不被访问的页面；
- 由于现在没有能够预知以后不被访问页面的技术，所以该算法无法实现。
- 先进先出（FIFO）置换算法
- 淘汰选择：最早进入内存的页面，即在内存中驻留最久的页面；
- FIFO算法会产生所分配的物理块数增大而缺页中断次数不减反增的异常，称为Belady异常。只有FIFO算法会出现Belady异常。
- 最近最久未使用（LRU）置换算法
- 淘汰选择：最近最长时间未访问过的页面。
- 时钟（CLOCK）置换算法
- 淘汰选择：某页首次装入内存时，使用位置1；该页随后被访问到时，使用位也置1；需要替换一页时，指针查找使用位被置为0的页帧进行替换；指针每当遇到一个使用位为1的页帧时，将其置0；
- 又称最近未用（NRU）算法；
- 改进CLOCK算法
- 在使用位的基础上增加修改位；
- 页帧处于以下四种情况：
①最近未被访问，也未被修改（u=0，m=0）
②最近被访问，但未被修改（u=1，m=0）
③最近未被访问，但被修改（u=0，m=1）
④最近被访问，也被修改（u=1，m=1） - 淘汰选择：
①从指针所指示的当前位置开始，扫描循环队列，寻找 A=0 且 M=0 的第一类页面，将所遇到的第一个页面作为所选中的淘汰页。在第一次扫描期间不改变访问位 A。
②如果第一步失败，即查找一周后未遇到第一类页面，则开始第二轮扫描，寻找 A=0 且 M=1 的第二类页面，将所遇到的第一个这类页面作为淘汰页。在第二轮扫描期间，将所有扫描过的页面的访问位都置 0。
③如果第二步也失败，亦即未找到第二类页面，则将指针返回到开始的位置，并已将所有的访问位复 0。然后重复第一步，如果仍失败，必要时再重复第二步，此时就一定能找到被淘汰的页。 - 该算法与简单 Clock 算法比较，可减少磁盘的 I/O 操作次数。但为了找到一个可置换的页，可能须经过几轮扫描，实现该算法本身的开销将有所增加。
4. 页面分配策略
- 驻留集大小
给一个进程分配的物理页框的集合就是这个进程的驻留集。
内存分配策略。 - 页面分配和置换策略
- 固定分配局部置换。
①策略：为每个进程分配一定数目的物理块，在整个运行期间都不再改变。发现缺页时只从分配给该进程的 n 个页面中选出一个页进行对换。
②弊端：为每个进程分配多少个物理块难以确定。 - 可变分配全局置换。
①策略：先为系统中的每个进程分配一定数目的物理块，操作系统自身也保持一个空闲物理块队列，当某进程发生缺页时，取出一块分配给该进程。
②弊端：盲目给进程增加物理块导致系统多道程序并发能力下降。 - 可变分配局部置换。
①策略：为每个进程分配一定数目的物理块，但当某进程发现缺页时，只允许从该进程在内存的页面中选出一页换出，这样就不会影响其它进程的运行。如果进程在运行中频繁地发生缺页中断，则系统须再为该进程分配若干附加的物理块，直至该进程的缺页率减少到适当程度为止；反之，若一个进程在运行过程中的缺页率特别低，则此时可适当减少分配给该进程的物理块数，但不应引起其缺页率的明显增加。
②弊端：需要更大的开销更复杂的实现。
- 物理块分配算法。
在采用固定分配策略时，如何分配物理块采用以下算法：
- 平均分配算法。
- 按比例分配算法。
即根据进程的大小按比例分配物理块的算法。 - 考虑优先权的分配算法。
- 页面调入策略
-
调入页面的时机
①预调页策略。（运行前调入）
一次调入若干个相邻的页，可用于进程的首次调入时或采用工作集的系统。
②请求调页策略。（运行中调入）
进程在运行中提出缺页请求时调入。 -
从何处调入页面。
①系统拥有足够的对换区空间，这时可以全部从对换区调入所需页面，以提高调页速度。
②系统缺少足够的对换区空间，这时凡是不会被修改的文件都直接从文件区调入；但对于那些可能被修改的部分，在将它们换出时，便须调到对换区，以后需要时，再从对换区调入。
③UNIX 方式。凡是未运行过的页面，都应从文件区调入。而对于曾经运行过但又被换出的页面，由于是被放在对换区，因此在下次调入时，应从对换区调入。
- 缺页率。
- 进程的运行过程中，访问页面成功(在内存中)的次数为S，访问页面失败(不在内存中)的次数为F，总的页面访问次数为A = S + F，缺页率为 f=F/A
- 缺页率受以下因素的影响：
①页面大小。
②进程所分配物理块的数目。
③页面置换算法。缺页率是衡量页面置换算法的重要指标。
④程序固有特性。
事实上选择被置换页面还需要考虑置换的代价，如页面是否被修改过。
5. 抖动
- 抖动：刚刚换出的页面马上又要换入主存，刚刚换入的页面马上又要换出主存，这种频繁的页面调度行为成为抖动。
- 抖动产生的主要原因：同时在系统中运行的进程太多，由此分配配给每一个进程的物理块太少，不能满足进程正常运行的基本要求，致使每个进程在运行时，频繁地出现缺页，必须请求系统将所缺之页调入内存。
- 抖动解决方法：
- 采取局部置换策略。
把该进程“抖动”所造成的影响限制在较小的范围内。 - 把工作集算法融入到处理机调度中
在从外存调入作业之前，必须检查每个进程在内存的驻留页面是否足够多。 - 利用“L=S”准则调节缺页率。
L：缺页之间的平均时间，S：平均缺页服务时间（置换一个页面所需时间）。
①L>>S，说明很少发生缺页，磁盘的能力尚未得到充分的利用；
②L<<S，则说明频繁发生缺页，缺页的速度已超过磁盘的处理能力。
③L≈S，磁盘和处理机都可达到它们的最大利用率。 - 选择暂停进程。
基于某种原则选择暂停某些进程。将它们调出到磁盘上，以便腾出内存空间分配给缺页率发生偏高的进程。
6. 地址翻译
虚实地址的变换过程，结合Cache
王道《2020操作系统》P191