请求分页存储管理方式
基本分页 + “请求调页”和“页面置换”功能。
换入和换出基本单位都是长度固定的页面
1.硬件支持
一台具有一定容量的内/外存的计算机+ 页表机制+ 缺页中断机构+ 地址转换机构
1.1页表基本功能不变：逻辑地址映射为物理地址
增加虚拟功能后需记录的页表项信息有变化：
- 状态位P ：指示该页是否已调入内存。
- 访问字段A ：用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本页最近已有多长时间未被访问。(置换时考量的参数)
- 修改位M ：该页在调入内存后是否被修改过。(关系到置换时调出的具体操作)
- 外存地址：用于指出该页在外存上的地址。
1.2缺页中断机构
每当要访问的页面不在内存时，便产生一缺页中断通知OS，OS则将所缺之页调入内存。
1）作为中断，需经历几个步骤：
a) “保护CPU环境”
b) “分析中断原因”
c) “转入缺页中断处理程序”
d) “恢复CPU环境”等。
2）作为一种特殊中断，与一般中断有明显区别：
在指令执行期间产生和处理中断信号。
一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。
1.3地址变换机构
分页系统地址变换机构的基础上增加
产生和处理缺页中断（请求调入）
从内存中换出一页的功能（置换）
2.内存分配
作业不一次装入，部分装入的情况下如何为进程分配内存，涉及三个问题：
2.1最小物理块数的确定
少于此数量进程将不能运行
与计算机的硬件结构有关，取决于指令的格式、功能和寻址方式
2.2物理块的分配策略
考虑：固定OR可变分配、全局OR局部置换。
组合出三种适合的策略。
1）固定分配、局部置换
为每个进程分配一定数目的物理块，在整个运行期间不再改变（基于进程的类型，或根据程序员、程序管理员的建议）
运行中缺页时，只能从该进程内存中n个页面中选出一页换出，然后再调入一页。
困难：难以把握为每个进程分配“适量”物理块数
2）可变分配、全局置换
先为每个进程分配一定数目的物理块
OS管理一个空闲物理块队列，发生缺页时，系统从队列中取出一块分配给该进程，将欲调入的页装入（动态增长型，全局空闲空间都可分配使用）
空闲空间不足时，可与其他任何进程页面置换。“会使其他进程缺页率提高，影响运行”。
最易实现
3）可变分配、局部置换
为每个进程分配一定数目的物理块
缺页时，只允许换出该进程在内存的页面，不影响其他进程执行。
根据缺页率增减进程的物理块数：若频繁缺页中断，则系统再为进程分配若干物理快；若缺页率特别低，则适当减少分配给该进程的物理块。
2.3物理块的分配算法
固定分配策略时，分配物理块可采用以下几种算法：
1）平均分配算法
将所有可供分配的物理块平均分配给各进程。
缺点：未考虑各进程本身的大小，利用率不均。
2）按比例分配算法
根据进程的大小按比例分配物理块。
设系统中共有n个进程
则，每个进程能分到的物理块数：
Si：进程i页面数为；
S：n个进程页面数总和；
m：可用物理块总数
3）考虑优先权的分配算法
实际应用中，要照顾重要、急迫的作业尽快完成，为它分配较多的内存空间。
所有可用物理块分两部分：
一部分按比例分配给各进程；
另一部分根据各进程优先权，适当地为其增加份额，分配给各进程。
3.调页策略
3.1何时调入页面
1）预调页策略
以预测为基础，将预计不久后便会被访问的若干页面，预先调入内存。
优点：一次调入若干页，效率较好
缺点：预测不一定准确，预调入的页面可能根本不被执行到。主要用于进程的首次调入，由程序员指出应该先调入哪些页。
2）请求调页策略
运行中需要的页面不在内存，便立即提出请求，由OS将其调入内存。
优点：由请求调页策略所确定调入的页，一定会被访问；比较容易实现。
缺点：每次仅调入一页，需花费较大的系统开销，增加了磁盘I/O的启动频率。
3.2从何处调入页面
1）在请求分页系统中的外存分为：
对换区：连续存放数据，读写速度较快
文件区：离散分配方式，I/O速度相对慢
2）发生缺页时，系统应从何处将缺页调入内存，分成三种情况：
（外存：文件区、对换区）
系统拥有足够的对换区空间：对换区
进程运行前所有页面由文件区拷贝到对换区；
运行需要的页面全部从对换区调入内存，提高调页速度。
系统缺少足够的对换区空间：文件区/对换区
不会被修改的部分，在文件区操作（即：直接从文件区调入，换出时不用写入文件，再调入时仍从文件区调入）
可能被修改的部分，在对换区操作。
UNIX方式：首次->文件区/再请调->对换区（随运行数据逐渐从文件区转到对换区）
未运行的页面从文件区调入；
曾经运行，但又被换出的页面放在对换区，下次调入应从对换区调入。
进程请求的共享页面可能已被其他进程调入，无需再从对换区调入。
3.3页面调入过程
1）程序运行前需要装入内存：上述的策略处理何处调入；
2）开始运行：先预调入一部分页面；
3）运行中：需要的页面不在内存时，
向CPU发出一缺页中断，“中断处理程序”开始工作：
首先保留CPU环境
分析中断原因后，转入缺页中断处理程序。
处理：判断是否置换、页表信息更新
恢复现场，重新操作页面。
4.页面置换算法
进程运行过程中，访问的页面不在内存，调入时内存已无空闲空间，需要将内存中的一页程序或数据调到外存。
页面置换算法(page replacement algorithms)：选择换出哪些页面的算法，其好坏直接影响系统的性能。
应具有较低的缺页率：页面调入次数（缺页次数）/总的页面使用次数
4.1最佳（Optimal）置换算法
换出以后永不再用的，或在最长(未来)时间内不再被访问的页面。
优点：保证获得最低的缺页率
不足：无法实现，因为无法预知一进程将来的运行情况
作用：作为参照标准，评价其他算法。
4.2先进先出置换算法（FIFO）
先进入的先淘汰，即选择内存中驻留时间最久的页面予以淘汰。
优点：实现简单，把一进程已调入内存的页面按先后次序组织成一个队列，并设置一个指针(替换指针)，使它总是指向队首最老的页面。
不足：与进程实际运行规律不相适应（较早调入的页往往是经常被访问的页，频繁被对换造成运行性能降低）
计算过程：
1）系统用队列对先进先出的页面次序进行记录
2）队列最长等于分配的物理块数
3）始终置换队首的最老页面
4.3最近最久未使用(LRU)置换算法
1）无法预测将来的使用情况，只能利用“最近的过去”作为“最近的将来”的近似，因此，LRU置换算法选择最近最久未使用（least recently used）的页面予以淘汰。
2）不足：
有时页面过去和未来的走向之间并无必然的联系。
相应的需较多的硬件支持：记录每个页面自上次被访问以来所经历的时间t，淘汰时选择页面t值最大的；以及需要快速地知道哪一页是最近最久未使用的页面，用寄存器或栈。
3）寄存器记录时间的原理
一进程有8个页面，每个页面需配备一个8位的（移位）寄存器。
移位寄存器表示为
R=Rn-1Rn-2Rn-3…R2R1R0
页面被访问后的操作：
将该页对应的寄存器的Rn-1位置为1
如何记时：
由系统发出定时信号，每隔一定时间将所有寄存器右移1位。
某一时刻，比较各寄存器的值，被用到的标志1逐渐往低位上积累，若高位上没有1，就说明最近没用过。所以最近最久未使用的就是寄存器值最小的那个页。
4）栈记录时间的原理
某页面被访问，便将该页面的页面号从栈中移出，将它压入栈顶。因此：栈顶始终是最新被访问页面的编号，越久未使用，页面越被压在栈底。
4.4轮转算法(clock)又称最近未使用算法(NRU, Not Recently Used)
LRU(最近最久未使用算法)近似算法
1）折衷FIFO
每个页设一个使用标志位(use bit)，若该页被访问则将其置为1。
设置一个指针，从当前指针位置开始按地址先后检查各页，寻找use bit=0的页面作为被置换页。
若指针经过的页use bit=1，修改use bit=0（暂不凋出，给被用过的页面驻留的机会 ），指针继续向下。到所有页面末尾后再返回队首检查。
2）改进CLOCK
改进：主要考虑对没访问过的页面再细分是否修改过的不同情况，减少因修改造成的频繁I/O操作。
每页除记录是否用过A，还记录是否修改的标志M。置换时根据两个标志的值有4种不同情况的处理。
4.5其他置换算法
1）最少使用 (LFU, Least Frequently Used)
关键在次数记录上
每页设置访问计数器，每当页面被访问时，该页面的访问计数器加1；缺页中断时，淘汰计数值最小的页面，并将所有计数清零；
计数的实现类似LRU，用移位寄存器，但比较时不是简单比较寄存器的值，而是比较寄存器每位的和∑Ri。
LFU置换次数少的。程序局部性会导致一个页面在一段时间内使用次数很多。但使用次数多并不能说明将来被用到的可能性大
而LRU置换最近最久未用的，对未来的预计一般会更好些。
2）页面缓冲算法PBA(page buffering algorithm)
对FIFO算法的发展，弥补了FIFO可能造成的I/O开销，又不需要LRU等算法的硬件支持。
仍用FIFO算法选择被置换页，但并不将其马上换入外存。
系统将页面放入两个链表之一：如果页面未被修改，就将其归入到空闲页面链表的末尾；否则将其归入到已修改页面链表。
需要调入新的物理页面时，将新页面内容读入到空闲页面链表的第一项所指的页面，然后将第一项删除（从空闲链表摘下）。
空闲页面和已修改页面，仍停留在内存中一段时间，如果这些页面被再次访问，只需较小开销，而被访问的页面可以返还作为进程的内存页。
当已修改页面达到一定数目后，再将它们一起调出到外存，然后将它们归入空闲页面链表，这样能大大减少I/O操作的次数。
5.虚拟存储管理下访问内存的有效时间
λ为访问快表的时间/更新快表的时间
t为访问内存的时间
ε为缺页中断处理时间
请求分页管理方式下，存在三种方式的内存访问：
1）页在内存，且快表检索命中
EAT=λ+t
2）页在内存，但快表检索没有命中
EAT= 快表检索时间+访问页表时间+修改更新快表时间+访问页面物理内存时间
=λ+t+λ+t=2*(λ+t)
3）页面不在内存
EAT=快表检索时间+访问页表时间+缺页中断处理时间+修改更新快表时间+访问页面物理内存时间=λ+t+ε+λ+t
4）加入概率的综合公式(a是快表命中率，f是缺页率)
EAT= λ + at +(1-a){ }
= λ +at +(1-a){t + f*(ε+λ+t) +(1-f)*(λ+ t) }
6.影响缺页率的主要因素
1）分配给作业的主存块数:
多则缺页率低，反之则高。
2）页面大小：
大则缺页率低；反之则高。
3）页面调度算法：
对缺页中断率影响很大，但不可能找到一种最佳算法。
4）程序编制方法：
以数组运算为例，如果每一行元素存放在一页中，则按行处理各元素缺页中断率低；反之，按列处理各元素，则缺页中断率高。
7.抖动
1）系统抖动：
为了提高处理机利用率，可增加多道程序并发度；
但进程数目增加过多，每个进程分配得到的物理块太少，在某个临界点上，会出现刚被淘汰的页很快又需重新调入；而调入不久又被淘汰出去；出现频繁缺页
大部分处理器时间都用在来回的页面调度上，这种局面称为系统抖动或颠簸（thrashing)
2）抖动的后果：
缺页率急剧增加
内存有效存取时间加长，
系统吞吐量骤减；系统已基本不能完成什么任务，而是忙于页面对换操作，cpu虽然忙，但效率急剧下降。
3）根本原因：
页面淘汰算法不合理；分配给进程的物理页面数(驻留集)太少。
4）常用防抖动方法：
局部置换策略；
页面调入内存前检查各进程工作集，为缺页率高的增加有限物理块；
L缺页间的平均时间=S置换一个页面所需时间，可使磁盘和cpu达到最大利用率；
抖动发生时选择暂停一些进程，调节多道程序度。
8.工作集
1）缺页率与物理块数有关联，基于程序局部性原理，若能预知程序在某段时间要访问的页面并全部调入他们，将大大降低缺页率。
Denning提出工作集概念：
某段时间间隔中，进程实际要访问的页面的集合。可以用一个二元函数W(t, D)来表示， t是当前的执行时刻，D 称为工作集窗口（working-set window ）。
2）工作集大小的变化
进程开始执行后，随着访问新页面逐步建立较稳定的工作集。
当内存访问的局部性区域的位置大致稳定时，工作集大小也大致稳定；
局部性区域的位置改变时，工作集快速扩张和收缩过渡到下一个稳定值。
实现工作集模型的困难是怎样跟踪工作集的轨迹！
3）工作集模型的原理：
操作系统跟踪每个进程的工作集，并为进程分配大于其工作集的物理块。
如果还有空闲物理块，则可以再调一个进程到内存以增加多道程序数。
如果所有工作集之和增加以至于超过了可用物理块的总数，那么操作系统会暂停一个进程，将其页面调出并且将其物理块分配给其他进程，防止出现抖动现象。
正确选择工作集的大小，对存储器的利用率和系统吞吐量的提嵩，都将产生重要影响。
9.驻留集
驻留(常驻)集是指在当前时刻，进程实际驻留在内存当中的页面集合。
工作集是进程在运行过程中固有的性质，而驻留集取决于系统分配给进程的物理页面数目，以及所采用的页面置换算法；
如果一个进程的整个工作集都在内存当中，即驻留集 Ê 工作集，那么进程将很顺利地运行，而不会造成太多的缺页中断（直到工作集发生剧烈变动，从而过渡到另一个状态）；
当驻留集达到某个数目之后，再给它分配更多的物理页面，缺页率也不会明显下降。
