三、内存管理

• 程序装入与链接， 内存保护；
• 分区管理， 交换与覆盖技术；
• 分页管理方式， 分段管理方式，段页式管理方式；
• 虚拟内存基本概念和局部性原理， 缺页中断， 地址变换过程；
• 页面置换算法：最佳置换算法(OPT)、先进先出置换算法(FIFO)、最近最少使用置换算法(LRU)、时钟置换算法(CLOCK)， 工作集模型。

3.1 内存基础

3.1.1 内存管理概念

内存可存放数据。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。

思考：如何区分各个程序的数据是放在什么地方的呢？

逻辑地址：程序经过编译、链接后生成的指令中指明的是逻辑地址（相对地址），即：相对于进程的起始地址而言的地址

物理地址：指令中的地址参数直接给出了变量x的实际存放地址（物理地址）

地址重定位：为了使编程更方便，程序员写程序时应该只需要关注指令、数据的逻辑地址。而逻辑地址到物理地址的转换（这个过程称为地址重定位——三种装入方式）应该由操作系统负责，这样就保证了程序员写程序时不需要关注物理内存的实际情况。

编译：由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块（编译就是把高级语言翻译为机器语言）

链接：由链接程序将编译后形成的一组目标模块，以及所需库函数链接在一起，形成一个完整的装入模块

装入（装载）：由装入程序将装入模块装入内存运行

3.1.2 程序装入与链接

绝对装入：在编译时，如果知道程序将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。

绝对装入只适用于单道程序环境。

静态重定位：又称可重定位装入。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”，将逻辑地址变换为物理地址（地址变换是在装入时一次完成的）

静态重定位的特点是在一个作业装入内存时，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。作业一旦进入内存后，在运行期间就不能再移动，也不能再申请内存

动态重定位：又称动态运行时装入。编译、链接后的装入模块的地址都是从0开始的。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，而是把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依然是逻辑地址。这种方式需要一个重定位寄存器的支持。

链接的三种方式：

1. 静态链接：在程序运行之前，先将各目标模块及它们所需的库函数连接成一个完整的可执行文件（装入模块），之后不再拆开。

2. 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。

   

3. 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。其优点是便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享。

3.1.3 内存保护

操作系统需要提供内存保护功能。保证各进程在各自存储空间内运行，互不干扰。

内存保护可采取两种方法：

方法一：在CPU中设置一对上、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。

方法二：采用重定位寄存器（又称基址寄存器）和界地址寄存器（又称限长寄存器）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。

3.2 内存空间的分配与回收

连续分配：指为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间。

非连续分配：为用户进程分配的可以是一些分散的内存空间。

3.2.1 连续分配管理方式

3.2.1.1 单一连续分配

在单一连续分配方式中，内存被分为系统区和用户区。系统区通常位于内存的低地址部分，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。内存中只能有一道用户程序，用户程序独占整个用户区空间。

优点：实现简单；无外部碎片；可以采用覆盖技术扩充内存；不一定需要采取内存保护（eg：早期的PC操作系统MS-DOS）。

缺点：只能用于单用户、单任务的操作系统中；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，如果有些部分没有用上，就是“内部碎片”。

外部碎片：是指内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用。

3.2.1.2 固定分区分配

20世纪60年代出现了支持多道程序的系统，为了能在内存中装入多道程序，且这些程序之间又不会相互干扰，于是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、最简单的一种可运行多道程序的内存管理方式。

分区大小相等：缺乏灵活性，但是很适合用于用一台计算机控制多个相同对象的场合（比如：钢铁厂有n个相同的炼钢炉，就可把内存分为n个大小相等的区域存放n个炼钢炉控制程序）

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。根据常在系统中运行的作业大小情况进行划分（比如：划分多个小分区、适量中等分区、少量大分区）

操作系统需要建立一个数据结构——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（是否已分配）

优点：实现简单，无外部碎片。

缺点：a.当用户程序太大时，可能所有的分区都不能满足需求，此时不得不采用覆盖技术来解决，但这又会降低性能；b.会产生内部碎片，内存利用率低。

3.2.1.3 动态分区分配

动态分区分配又称为可变分区分配。这种分配方式不会预先划分内存分区，而是在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区，并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统分区的大小和数目是可变的。（eg：假设某计算机内存大小为64MB，系统区8MB，用户区共56MB…）

1. 系统要用什么样的数据结构记录内存的使用情况？

2. 当很多个空闲分区都能满足需求时，应该选择哪个分区进行分配？

把一个新作业装入内存时，须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。

3. 如何进行分区的分配与回收操作？

相邻的分区要合并，不相邻的分区新增一个表项。

动态分区分配没有内部碎片，但是有外部碎片。

可以通过紧凑（拼凑，Compaction）技术来解决外部碎片。

3.2.2 动态分区分配算法

3.2.2.1 首次适应算法

算法思想：每次都从低地址开始查找，找到第一个能满足大小的空闲分区。

如何实现：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（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分

3.2.2.2 最佳适用算法

算法思想：由于动态分区分配是一种连续分配方式，为各进程分配的空间必须是连续的一整片区域。因此为了保证当“大进程”到来时能有连续的大片空间，可以尽可能多地留下大片的空闲区，即，优先使用更小的空闲区。

如何实现：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（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

缺点：每次都选最小的分区进行分配，会留下越来越多的、很小的、难以利用的内存块。因此这种方法会产生很多的外部碎片。

3.2.2.3 最坏适应算法

算法思想：为了解决最佳适应算法的问题——即留下太多难以利用的小碎片，可以在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。

如何实现：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（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

缺点：每次都选最大的分区进行分配，虽然可以让分配后留下的空闲区更大，更可用，但是这种方式会导致较大的连续空闲区被迅速用完。如果之后有“大进程”到达，就没有内存分区可用了。

3.2.2.4 邻近适应算法

算法思想：首次适应算法每次都从链头开始查找的。这可能会导致低地址部分出现很多小的空闲分区，而每次分配查找时，都要经过这些分区，因此也增加了查找的开销。如果每次都从上次查找结束的位置开始检索，就能解决上述问题。

如何实现：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的位置开始查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

缺点：邻近适应算法的规则可能会导致无论低地址、高地址部分的空闲分区都有相同的概率被使用，也就导致了高地址部分的大分区更可能被使用，划分为小分区，最后导致无大分区可用（最大适应算法的缺点）

3.2.3 非连续分配管理方式

3.2.3.1 分页管理方式

将内存空间分为一个个大小相等的分区，每个分区就是一个“页框”（页框=页帧=内存块=物理块=物理页面）。每个页框有一个编号，即“页框号”（页框号=页帧号=内存块号=物理块号=物理页号），页框号从0开始。

将进程的逻辑地址空间也分为与页框大小相等的一个个部分，每个部分称为一个**“页”或“页面”。每个页面也有一个编号，即“页号”**，页号也是从0开始。

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，进程的页面与内存的页框有一一对应的关系。各个页面不必连续存放，可以放到不相邻的各个页框中。

（注：进程的最后一个页面可能没有一个页框那么大。也就是说，分页存储有可能产生内部碎片，因此页框不能太大，否则可能产生过大的内部碎片造成浪费）

页表——进程的数据结构：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。

注：页表通常存在PCB（进程控制块）中

页表的特点：

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
5. 每个页表项的长度是相同的

• 问题一：每个页表项占多少字节？

  页表项连续存放，因此页号可以是隐含的，即页号不占用存储空间（类比数组）

  计算机中内存块的数量=页表项中块号至少占多少字节=页表项占多少字节

  注意：页表记录的只是内存块号，而不是内存块的起始地址！i号内存块的起始地址=i*内存块大小

逻辑地址结构：分页存储管理的逻辑地址结构如下列所示：

• 如果有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^h个内存单元

• 如果有M位表示“页号”，则说明在该系统中，一个进程最多允许有2^M个页面

页面大小——页内偏移量位数——逻辑地址结构

页号=逻辑地址/页面大小（取除法的整数部分）

页内偏移量=逻辑地址%页面大小（取除法的余数部分）

• 问题二：如何实现地址的转换
  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

• 总结：页面大小刚好是2的整数幂有什么好处？
  1. 逻辑地址的拆分更加迅速——如果每个页面大小为2KB，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。因此，如果让每个页面的大小为2的整数幂，计算机硬件就可以很方便地得出一个逻辑地址对应的页号和页内偏移量，而无需进行除法运算，从而提升了运行速度。
  2. 物理地址的计算更加迅速——根据逻辑地址得到页号，根据页号查询页表从而找到页面存放的内存块号，将二进制表示的内存块号和页内偏移量拼接起来，就可以得到最终的物理地址。

==基本地址变换机构==可以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，操作系统内核会把它们放到页表寄存器中。

页表长度指的是这个页表中总共有几个页表项，即总共有几个页；

页表项长度指的是每个页表项占多大的存储空间。

页面大小指的是一个页面占多大的存储空间；

地址转换过程

1. 计算页号P和页内偏移量W
2. 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。
3. 页表中页号P对应的页表项地址=页表起始地址F + 页号P * 页表项长度，取出该页表项内容b，即为内存块号。
4. 计算E = b * L + W，用得到的物理地址E去访存。
5. 访问物理内存对应的内存单元。

快表，又称联想寄存器（TLB，translation lookaside buffer），是一种访问速度比内存快很多的高速缓存（TLB不是内存！），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。

引入快表后，地址的变换过程

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

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，再将内存块号与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，则访问某个逻辑地址仅需一次访存即可。

3. 如果没有找到匹配的页号，则需要访问内存中的页表，找到对应页表项，得到页面存放的内存块号，再将内存块号与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，若快表未命中，则访问某个逻辑地址需要两次访存（注意：在找到页表项后，应同时将其存入快表，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）

   由于查询快表的速度比查询页表的速度快很多，因此只要快命中，就可以节省很多时间。

   因为局部性原理，一般来说快表的命中率可以达到90%以上。

==两级页表：==把页表再分页并离散存储，然后再建立一张页表记录页表各个部分的存放位置，称为页目录表，或称外层页表，或称顶层页表

单级页表存在的问题

• 所有的页表项必须连续存放，页面过大时需要很大的连续空间
• 在一段时间内并非所有页面都用得到，因此没必要让整个页面常驻内存

需要注意的细节

1. 若分为两级页表后，页表依然很长，则可以采用更多级页表，一般来说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（假设没有快表机构）

   • 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级页表访问一个逻辑地址需要N+1次访存

3.2.3.2 分段管理方式

进程的地址空间：按照程序自身的逻辑关系划分为若干个段，每个段都有一个段名（在低级语言中，程序员使用段名来编程），每段从0开始编址

内存分配规则：以段为单位进行分配，每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻。

由于是按逻辑功能模块划分，用户编程更方便，程序的可读性更高。

分段系统的==逻辑地址结构==由段号（段名）和段内地址（段内偏移量）所组成。如：

• 段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段

• 段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少

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（又称“基址”）和段的长度。
2. 各个段表项的长度是相同的。由于段表项长度相同，因此段号可以是隐含的，不占存储空间。若段表存放的起始地址为M，则K号段对应的段表项存放的地址为M+K*段表项大小。

段式管理方式访问内存过程

分页、分段管理的对比

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。分段对用户是可见的，用户编程时需要显式地给出段名。

页的大小固定且由系统决定。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，程序员只需给出一个记忆符即可表示一个地址。

分段的用户进程地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既要给出段名，也要给出段内地址。

分段比分页更容易实现信息的共享和保护。不能被修改的代码称为纯代码或可重入代码（不属于临界资源），这样的代码是可以共享的

访问一个逻辑地址需要几次访存？

分页（单级页表）：第一次访存——查内存中的页表，第二次访存——访问目标内存单元。总共两次访存

分段：第一次访存——查内存中的段表，第二次访存——访问目标内存单元。总共两次访存与分页系统类似，分段系统中也可以引入快表机构，将近期访问过的段表项放到快表中，这样可以少一次访问，加快地址变换速度

3.2.3.3 段页式管理方式

分页、分段管理方式的优缺点对比

**段页式系统的逻辑地址结构由段号、页号、页内地址（页内偏移量）**组成。如：

• 段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段

• 页号位数决定了每个段最大有多少页

• 页内偏移量决定了页面大小、内存块大小是多少

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。

每个页面对应一个页表项，每个页表项由页号、页面存放的内存块号组成。每个页表项长度相等，页号是隐含的。

3.3 内存空间的扩充

内存空间的扩充主要包括覆盖技术、交换技术和虚拟存储技术。

3.3.1 覆盖技术

覆盖技术，用来解决**“程序大小超过物理内存总和”的问题**

覆盖技术的思想：将程序分为多个段（多个模块）。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”，需要用到时调入内存，用不到时调出内存

必须由程序员声明覆盖结构，操作系统完成自动覆盖。缺点：对用户不透明，增加了用户编程负担。覆盖技术只用于早期的操作系统中，现在已成为历史。

3.3.2 交换技术

交换（对换）技术的设计思想：内存空间紧张时，系统将内存中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（挂起态，suspend）

挂起态又可以进一步细分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态

1. 应该在外存（磁盘）的什么位置保存被换出的进程？

   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，因此对文件区空间的管理采用离散分配方式；

   • 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，因此对换区空间的管理主要追求换入换出速度，因此通常对换区采用连续分配方式（学过文件管理章节后即可理解）。总之，对换区的I/O速度比文件区的更快。

2. 什么时候应该交换？

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

3. 应该换出哪些进程？

   可优先换出阻塞进程；可换出优先级低的进程；为了防止优先级低的进程在被调入内存后很快又被换出，有的系统还会考虑进程在内存的驻留时间…（注意：PCB会常驻内存，不会被换出外存）

3.3.3 虚拟存储技术

3.3.3.1 虚拟内存基本概念

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，可用虚拟存储技术解决问题。

• 一次性：作业必须一次性全部装入内存后才能开始运行。这会造成两个问题：
  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，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。

虚拟内存局部性原理

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，并且程序的指令也是顺序地在内存中存放的）

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，然后继续执行程序。

若内存空间不够，由操作系统负责将内存中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。

虚拟内存有一下三个主要特征：

• 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。
• 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。
• 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。

如何实现虚拟内存技术

虚拟内存技术，允许一个作业分多次调入内存。如果采用连续分配方式，会不方便实现。因此，虚拟内存的实现需要建立在离散分配的内存管理方式基础上。

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。若内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。

3.3.3.2 请求分页管理方式

页表机制

• 基本分页管理相比，请求分页管理中，为了实现“请求调页”，操作系统需要知道每个页面是否已经调入内存；如果还没调入，那么也需要知道该页面在外存中存放的位置。
• 当内存空间不够时，要实现“页面置换”，操作系统需要通过某些指标来决定到底换出哪个页面；有的页面没有被修改过，就不用再浪费时间写回外存。有的页面修改过，就需要将外存中的旧数据覆盖，因此，操作系统也需要记录各个页面是否被修改的信息。

缺页中断

缺页中断是因为当前执行的指令想要访问的目标页面未调入内存而产生的，因此属于内中断一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。（如：copyAtoB，即将逻辑地址A中的数据复制到逻辑地址B，而A、B属于不同的页面，则有可能产生两次中断）

地址变换机构

请求分页存储管理与基本分页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。——调页功能
• 若内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。——页面置换

新增步骤：

1. 请求调页（查到页表项时进行判断）
2. 页面置换（需要调入页面，但没有空闲内存块时进行）
3. 需要修改请求页表中新增的表项

3.3.3.3 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。

3.3.3.3.1 最佳置换算法

最佳置换算法（OPT，Optimal）：每次选择淘汰的页面将是以后永不使用，或者在最长时间内不再被访问的页面，这样可以保证最低的缺页率。

最佳置换算法可以保证最低的缺页率，但实际上，只有在进程执行的过程中才能知道接下来会访问到的是哪个页面。操作系统无法提前预判页面访问序列。因此，最佳置换算法是无法实现的。

3.3.3.3.2 先进先出置换算法

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。

实现方法：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。队列的最大长度取决于系统为进程分配了多少个内存块。

Belady异常——当为进程分配的物理块数增大时，缺页次数不减反增的异常现象。

只有FIFO算法会产生Belady异常。另外，FIFO算法虽然实现简单，但是该算法与进程实际运行时的规律不适应，因为先进入的页面也有可能最经常被访问。因此，算法性能很差。

3.3.3.3.3 最近最久未使用置换算法

最近最久未使用置换算法（LRU）：每次淘汰的页面是最近最久未使用的页面。

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，选择现有页面中t值最大的，即最近最久未使用的页面。

3.3.3.3.4 时钟置换算法

时钟置换算法是一种性能和开销较均衡的算法，又称CLOCK算法，或最近未用算法（NRU，NotRecentlyUsed）

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0，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0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）

3.3.3.3.5 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

• 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（没访问没修改）
• 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访问位设为0（没访问修改过）
• 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（访问过没修改）
• 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。（访问过修改过）

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。