DJ4-7 请求分页存储管理方式

4.7.1 请求分页中的硬件支持

1、页表机制

2、缺页中断机构

4.7.2 内存分配策略和分配算法

1、最小物理块数的确定

2、物理块的分配策略

3、物理块的分配算法

4.7.3 调页策略

1、系统应当在何时把一个页面装入内存？

2、从何处调入页面？

3、页面调入过程？

4.7.4 页面置换算法

1、最佳置换算法（OPT）

2、先进先出置换算法（FIFO）

3、最近最久未使用置换算法（LRU）

4、最少使用置换算法（LFU）

5、简单的 Clock 置换算法（NRU）最近未用算法

6、改进型 Clock 置换算法

请求分页系统：是指建立在基本分页基础上的，为了能支持虚拟存储器功能，而增加了请求调页功能和页面置换功能。

工作原理：作业运行时，只将当前的一部分装入内存，其余的放在辅存，一旦发现访问的页不在主存中，则发出缺页中断，由 OS 将其从辅存调入主存，如果内存无空块，则根据某种算法选择一个页淘汰以便装入新的页面。

为了实现请求调页、页面置换两大功能，系统必须提供如下的硬件支持：

请求分页的页表机制
缺页中断机构
地址变换机构

4.7.1 请求分页中的硬件支持

1、页表机制

虚拟存储系统中的所有页表，其页描述子需要增加四个信息标识位。

(1) 状态位 D

用于说明该页是否已调入内存，供程序访问时参考。

D=0，该页不在内存
D=1，该页在内存

(2) 访问位 A

用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或最近已有多长时间未被访问，供置换算法选择换出页面时参考。

A=0，该页未被访问
A=1，该页被访问，大概率后面还会用

(3) 修改位 M

用于表示该页在调入内存后是否被修改过，也是提供给置换算法在换出页面时是否将该页面写回外存作参考。

M=0，该页在内存中未被修改，则不用从内存写回外存
M=1，该页在内存中已经被修改

(4) 外存地址

用于指出该页在外存上的地址，供调入该页时使用。

2、缺页中断机构

状态位记录了访问页面是否在内存。在地址映射过程中，在页表中发现所要访问的页不在内存，则产生缺页中断，也称为缺页故障。OS 接到此中断信号后，就调出缺页中断处理程序，根据页表中给出的外存地址，将该页调入内存，使作业继续运行下去。

缺页中断是一种特殊的中断，与一般中断相比，主要表现为：

(1) 在指令执行期间产生和处理中断信号。通常，CPU 只能在指令之间接受中断；然而，一个缺页中断要求在指令执行中间得到服务，即发现所要访问的指令或数据不在内存时产生缺页中断并处理。

(2) 再则，一条指令可能引起多次不同的页面故障。下图是一个十分极端的例子，这条指令的执行需要访问六个不同的页面，对它们的访问都可能引起缺页中断。

由于缺页中断的独特性，系统中需要提供硬件寄存器或其它机构，用于保存发生缺页中断时部分完成的指令的状态。此外，还需一条特殊的返回指令，确保恢复原指令的执行。

缺页中断处理过程

操作系统接收到进程产生的缺页中断信号，启动中断处理例程，保留处理机现场；
操作系统通知处理机从外存读取指定的页面；
处理机激活 I/O 设备；
检查内存有无足够的空闲空间装入该页面？若有，转（6）；否则，执行（5）；
利用页面置换算法，选择内存中的某个页面，换出内存；
将指定页面从外存装入内存；
更新该进程的页表，即将存在位 D 置为 1；
更新快表，即写入该页的页表项；
计算物理地址。

4.7.2 内存分配策略和分配算法

在为进程分配物理块时，又将涉及到这样三个问题：

为保证进程能正常运行所需的最少物理块数的确定；
为每个进程分配的物理块，其数目是固定的还是可变的；
对各进程所分配的物理块数，是采取平均分配算法还是根据进程的大小按比例予以分配等。

1、最小物理块数的确定

显然，给每个进程分配的物理块数越少，则进程执行中的缺页率越高，进程的执行速度也将减慢。为使进程能有效地工作，应为它分配一定数目的物理块。

最小物理块数：是指能保证进程正常运行所需的最少物理块数。若系统为某进程所分配的物理块数少于此值时，进程将无法运行。

进程应获得的最少物理块数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。

对于某些简单的机器，若是单地址指令且采用直接寻址方式，则所需的最少物理块数为 2 。
如果该机器允许间接寻址时，则至少要求有物理块数为 3 。

对于前面所介绍的在缺页中断机构中要发生6次中断的情况，至少要为每个进程分配6个物理块，以装入6个页面。

2、物理块的分配策略

固定分配局部置换（Fixed Allocation，Local Replacement）
可变分配全局置换（Variable Allocation，Global Replacement）
可变分配局部置换（Variable Allocation，Local Replacement）

因为分配固定了，所以不能进行全局置换。

(1) 固定分配局部置换

固定分配：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。

困难在于难以确定应为每个进程分配多少个物理块。若太少，则会频繁地出现缺页中断，从而降低系统的吞吐量；若太多，则又必然使内存中驻留的进程数目减少，进而可能造成 CPU 空闲或其它资源空闲的情况，而且在实现进程对换时，会花费更多的时间。

(2) 可变分配全局置换（常用方式）

为系统中的每个进程分配一定数目的物理块，而系统自身也保持一个空闲物理块队列。当某进程发现缺页时，由系统从空闲物理块队列中，取出一个物理块分配给该进程，并将所缺页装入其中。

这样，凡是产生缺页中断的进程，都将获得新的物理块；仅当空闲物理块队列中的物理块用完时，OS 才会从内存中选择一页调出，该页可能是系统中任一进程的页。这样，自然又会使那个进程的物理块减少，进而使其缺页率增加。

(3) 可变分配局部置换

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。

在进程运行过程中统计进程的缺页率，如果缺页率高，则为其增加一定的内存页，否则适当减少其内存的页面数。

当需要置换时只从本进程的内存页中选择，但此方式实现复杂，对进程的缺页情况的统计需要额外的开销。

3、物理块的分配算法

在采用固定分配局部置换策略时，如何将系统中可供分配的所有物理块分配给各个进程，可采取下述几种方法。

(1) 平均分配算法

将系统中所有可供分配的物理块，平均分配给各个进程。

例：当系统中有 100 个物理块，有 5 个进程在运行时，每个进程可分得 20 个物理块。若一个进程有 200 页，却只分配给它 20 个块，那么它必然会有很高的缺页率；而另一个进程只有 10 页，则还有 10 个物理块闲置未用。

这种方式貌似公平，但实际上并不公平。因为，它并未考虑到各个进程的大小。

(2) 按比例分配算发

根据进程的大小按比例分配物理块。

例：系统中共有 n 个进程，每个进程的页面数为 Si，则系统中各进程页面数的总和为：

$S = \sum_{i=1}^{n} S_{i}$

又假定系统中可用的物理块总数为 m，则每个进程所能分到的物理块数为 bi，将有：

$b_{i} = \frac{S_{i}}{S} \times m$

b 应该取整，它必须大于最小物理块数。

最小物理块数是算出来的。

(3) 考虑优先权的分配算法

通常采取的方法是把内存中可供分配的所有物理块分成两部分：

一部分按比例地分配给各进程；
另一部分则根据各进程的优先权，适当地增加其相应份额后，分配给各进程。

在有的系统中，如重要的实时控制系统，则可能是完全按优先权来为各进程分配物理块。

4.7.3 调页策略

1、系统应当在何时把一个页面装入内存？

(1) 预调页方式

预调页：将那些预计在不久之后便会被访问的页面预先调入内存。

处理过程：

进程创建时，预先为进程装入多个页面。
缺页中断时，系统为进程装入指定的页面以及与之相临的多个页面。

若局部性很差，那么预先装入的很多页面不会被很快引用，并会占用大量的内存空间，反而降低系统的效率。预调页的成功率仅约 50％。

(2) 请求调页

请求调页：仅在进程执行过程中，通过检查页表发现相应页面不在内存时，才装入该页面。

进程开始执行时，由于预先未装入页面，因此需要频繁申请装入页面。
执行一段时间后，进程的缺页率将下降。

由于一次只会装入请求那一个页面，因此磁盘 I/O 的启动频率较高，系统的开销较大。

2、从何处调入页面？

在请求分页系统中外存分为两部分：

用于存放文件的文件区
用于存放对换页面的对换区

由于对换区采用的是连续分配方式，而文件区采用的是离散分配方式，因此对换区的磁盘 I/O 速度比文件区的高。初始时，文件都存放在文件区。

由于请求分页系统中的外存分为两部分，因此每当发生缺页请求时，系统应从何处将缺页调入内存，可分成如下三种情况进行：

(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。为此，在进程运行前，便须将与该进程有关的文件从文件区拷贝到对换区。

(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；而当换出这些页面时，由于它们未被修改而不必再将它们换出，以后再调入时，仍从文件区直接调入。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。

(3) UNIX 方式

由于与进程有关的文件都放在文件区，应从文件区调入。故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。

3、页面调入过程？

每当程序所要访问的页面未在内存时，便向 CPU 发出一缺页中断。
中断处理程序首先保留 CPU 环境，分析中断原因后，转入缺页中断处理程序。
如果内存已满，则须先按照某种置换算法从内存中选出一页准备换出；如果此页已被修改，则必须将它写回磁盘。
然后再把所缺的页调入内存，并修改页表中的相应表项，置其存在位为 “1”，并将此页表项写入快表中。
形成所要访问数据的物理地址，再去访问内存数据。

整个页面的调入过程对用户是透明的。

4.7.4 页面置换算法

页面置换算法的选择，是虚拟存储器管理系统的核心问题。它的实质是，为系统提供一种方法，当从主存中需要换出页面时，应避免选择那些不久再次要求访问的页面。

置换算法的选择在一定程度上取决于可用的硬件设施。

最佳置换算法
先进先出（FIFO）页面置换算法
最近最久未使用（LRU）置换算法
Clock 置换算法（NRU）
改进型 Clock 置换算法

1、最佳置换算法（OPT）

最佳置换算法：从主存中移出永远不再需要的页面；如无这样的页面存在，则应选择最长时间不需要访问的页面。

最佳置换策略本身不是一种实际的方法，因为页面访问的未来顺序是不知道的，但是，可将其它的实用方法与之比较来评价这些方法的优劣。所以，这种最佳策略具有理论上的意义。

例：设页面请求次序 7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1，存储块/驻留集为 3，假定最初存储块为空，采用 OPT 算法。

问：发生了几次缺页中断？缺页率多少？

发生了 9 次缺页中断
发生了 6 次页面置换
缺页率 = 缺页次数/访问次数 = 9/20 = 0.45

2、先进先出置换算法（FIFO）

先进先出置换算法：总是选择作业中驻留时间最长的页淘汰，即先进入主存的页面先退出主存。

例：设页面请求次序 7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1，存储块/驻留集为 3，假定最初存储块为空，采用 FIFO 算法。

问：发生了几次缺页中断？缺页率多少？

发生了 15 次缺页中断
发生了 12 次页面置换
缺页率 = 缺页次数/访问次数 = 15/20 = 0.75

3、最近最久未使用置换算法（LRU）

(1) LRU（least Recently Used）算法描述

LRU 算法：认为过去一段时间里不曾被访问的页面，在最近的将来可能也不会再被访问。即当需要置换一页面时，选择在最近一段时间内最久不用的页面予以淘汰。

实现：通过周期性地对 页面访问位 进行检查，并利用它来记录一个页面自上次访问以来所经历的时间 t，并选择 t 为最大的页予以淘汰。

例：设页面请求次序 7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1，存储块/驻留集为 3，假定最初存储块为空，采用 LRU 算法。

问：发生了几次缺页中断？缺页率多少？

发生了 12 次缺页中断
发生了 9 次页面置换
缺页率 = 缺页次数/访问次数 = 12/20 = 0.60

(2) LRU 算法的硬件支持

LRU 算法需要一个移位寄存器或者一个栈。

例如：某进程在内存中具有 8 个页面，每 100ms 将寄存器右移一位。

6 号页面从左往右数的 0 最多，因此是最久未访问的页面。

4、最少使用置换算法（LFU）

最少使用置换算法：选择到当前时间为止被访问次数最少的页面被置换。

(1) 基本方法：记录每个页面的访问次数，最少访问的页面首先考虑淘汰。

(2) 实际采取方法：为页面设置移位寄存器。

R1=10000000，R2=01110100
LRU 淘汰 R2，LFU 淘汰 R1

5、简单的 Clock 置换算法（NRU）最近未用算法

NRU, not recently used

只需为每页设置一位访问位
将内存中的所有页面链接成一个循环队列
当某页被访问时，其访问位被置 1

NRU 置换算法：

检查页的访问位
若为 0，则选择该页换出
若为 1，则将其访问位置 0，暂不换出
按 FIFO 算法检查下一页

当检查到队列中的最后一个页面，若其访问位仍为 1，则再返回到队首去检查第一个页面。

例：设页面请求次序 2,3,2,1,5,2,4,5,3,2,5,2，存储块/驻留集为 3，假定最初存储块为空，采用 NRU 算法。

问：发生了几次缺页中断？缺页率多少？

发生了 8 次缺页中断
发生了 5 次页面置换
缺页率 = 缺页次数/访问次数 = 8/12 = 0.67

6、改进型 Clock 置换算法

当系统把一个页面换出内存时，

如果该页面在驻留期间没有被修改过，则不必把它写回辅存；
如果该页面在驻留期间被修改过，则必须把它写回辅存。

这表明，换出未修改过的页面比换出被修改过的页面开销小。显然，我们可以依据上述结论改进 Clock 算法。

(1) 改进后的 Clock 算法将在置换范围内首选：

在最近没有被使用过的
在驻留期间没有被修改过的

页面作为被置换页面。

(2) 访问位 A 和修改位 M 可以组合成以下四种类型：

1类（A=0，M=0）：最近既未被访问，又未被修改，是最佳淘汰页。
2类（A=0，M=1）：最近虽未被访问，但已被修改，并不是很好的淘汰页。
3类（A=1，M=0）：最近虽已被访问，但未被修改，该页可能再被访问。
4类（A=1，M=1）：最近既已被访问，又已被修改，该页可能再被访问。

(3) 执行过程可分成以下三步：

Step1：从指针所指示的当前位置开始，扫描循环队列，寻找 1 类页面：

将所遇到的第一个该类页面作为淘汰页
在第一次扫描期间不改变访问位 A

Step2：若第一次未找到最佳淘汰页，则开始第二次扫描，寻找 2 类页面：

将所遇到的第一个该类页面作为淘汰页
在第二次扫描期间将所有扫描过的页面的访问位 A 都置 0

Step3：若第二次也未找到淘汰页，则将指针返回到开始的位置，并将所有的访问位复 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。

Q：为什么还要 “将所有的访问位复 0 ”？

A：指针回去的时候会访问各个页面，默认把访问位置 1，因此需要复 0？