进程调度算法--引阿秀学习笔记 虚拟内存、物理内存、页表、快表、动态分区分配算法

1.先来先服务 First-come First-serverd（FCFS）

　　按照请求顺序进行调度，利于长作业，不利短作业，短作业等待前面长作业执行完毕才可执行，造成短作业等待时间长。

2.短作业优先 shortest job first（SJF）

　　按估计运行时间最短的作业顺序进行调度，长作业可能会饿死（假如一直有短作业到来）

3.最短剩余时间优先  shortest remaining time next（SRTN）

　　最短作业优先抢占，按剩余运行时间进行调度，当新作业到达时，整个运行时间与当前进程的剩余时间比较，如果新的作业时间更少，则挂起当前进程，运行新进程，否则新进程等待。

4.时间片轮转

　　将所有的就绪进度按   FCFS  原则排成队列，每次调度时，将CPU时间分配给队首进程，该进程可以执行一个时间片。

　　当时间片用完，计时器发出时钟中断，调度程序停止该进程的执行，并将其送往就绪队列的队尾，同时将CPU分配给新的队首进程。

　　时间片轮转算法的效率和时间片的大小有很大关系：

　　　　🔴 因为进程切换都要保存进程的信息并且载入新的进程信息，如果时间片太小，会导致进程切换太频繁，切换会消耗大量时间。

　　　　🔴 时间片太长，那么实时性无法保证。

5.优先级调度

　　为每个进程分配一个优先级，按优先级进行调度。为了防止低优先级的进程永远得不到调度，可以随着时间的推移增加等待进程的优先级。

6.多级反馈队列

　　一个进程需要执行100个时间片，采用时间片轮转调度算法，需要交换100次。

　　多级队列是为这种执行多个时间片的进程考虑，它设置了多个队列，每个队列时间片大小都不同，例如 1，2，4，8....，进程在第一个队列没执行完，就会被移到下一个队列。

　　这种方式，100个时间片只需要交换7次。每个队列的优先权也不同，最上面的优先权最高，因此只有上一个队列没有进程在排队，才能调度当前队列上的进程。

　　类似  时间片轮转调度算法   与    优先级调度算法的结合。

物理内存：寄存器、高速缓存、主存、磁盘

　　🔴 寄存器：速度最快、量少、价格高

　　🔴 高速缓存（Cache）：速度高于内存，接近于CPU速度，存储CPU运行时常用的指令。放置于 内存与CPU之间（大约是内存的访问一百倍速度）

　　🔴 主存（RAM）：内存

　　🔴 磁盘：速度最慢、量多、价格低。

　　操作系统会对物理内存进行管理，有一个部分称为 内存管理器（Memory Manager），主要工作是有效的管理内存，记录哪些内存是正在使用的，分配内存，回收内存等。

虚拟内存：

　　操作系统为每一个进程分配一个独立的地址空间，但是虚拟内存与物理内存存在映射关系，通过页表寻址完成虚拟地址和物理地址的转换。

内核（系统）态与用户态：为了保护系统安全，有一些指令比较危险。

　　进入内核态：系统调用、异常、设备中断。系统调用是主动，其余两者为被动。

页表：

　　虚拟内存的概念。操作系统虚拟内存到物理内存的映射，被称为页表。

　　不可能每一个虚拟内存的Byte都对应到物理内存的地址，因为这样的页表非常大，于是引入 页（Page）概念，进行分页，减小虚拟内存页对应物理内存页映射表的大小。

　　缺页异常：malloc和mmap函数分配内存是仅建立了 进程虚拟地址空间，并没有分配虚拟内存对应的物理内存，进程访问没有建立映射关系的虚拟内存时，处理器自动触发 缺页异常，引发缺页中断。

　　缺页中断：缺页异常后产生一个缺页中断，操作系统根据页表中的   外存地址  在外村中找到所缺的一页，将其调入 内存。

　　在进行动态内存分配的时，(C++ 中 new)，操作系统会在硬盘中创建或申请一段虚拟内存空间，并更新到页表（分配一个页表条目）,该条目指向硬盘上新创建的虚拟页，产生映射关系。

快表：存于Cache

　　又称联想寄存器（TLB），是一种访问速度比内存快很多的高速缓冲存储器，用来存放当前访问的若干页表项，以加速地址变换过程（内存中的页表常称为慢表）

系统中具有快表后，地址转换过程：

　　🔴 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。

　　🔴 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。

　　🔴 如果没有找到匹配的页号，则需要访问内存中的页表（慢表），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)

　　因为局部性原理，一般来说快表的命中率可以达到90%以上。

　　无快表地址变换：①算页号、页内偏移量 ②检查页号合法性 ③查页表(慢表)，找到页面存放的内存块号 ④根据内存块号与页内偏移量得到物理地址 ⑤访问目标内存单元（两次访存）

　　有快表地址变换：①算页号、页内偏移量 ②检查页号合法性 ③查快表。若命中，即可知道页面存放的内存块号，可直接进行⑤;若未命中则进行④ ④查页表，找到页面存放的内存块号，并且将页表项复制到快表中 ⑤根据内存块号与页内偏移量得到物理地址 ⑥访问目标内存单元（命中，一次访存，未命中，两次访存）

　　例:某系统使用基本分页存储管理，并采用了具有快表的地址变换机构。访问一次快表耗时1us， 访问一次内存耗时100us。若快表的命中率为90%，那么访问一个逻辑地址的平均耗时是多少? (1+100) * 0.9 + (1+100+100) * 0.1 = 111 us 有的系统支持快表和慢表同时查找，如果是这样，平均耗时应该是(1+100) * 0.9+ (100+100) *0.1=110.9 us 若未采用快表机制，则访问一个逻辑地址需要100+100 = 200us 显然，引入快表机制后，访问一个逻辑地址的速度快多了。

内存交换和覆盖有什么区别？

　　交换技术主要是在不同进程（作业）之间进行，而覆盖则用于同一程序或进程中。

动态分区分配算法：

　　1.首次适应算法：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。

　　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（或空闲分表），找到大小能满足的第一个空闲分区。

　　2.最佳适应算法：动态分配是一种连续的分配方式，为各进程分配必须是连续的一整片区域，为尽可能留下大片的空闲区，优先使用最小的空闲区。

　　实现：空闲分区按照容量次序链接，每次分配内存顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到第一个满足的空闲分区。

　　3.最坏适应算法（最大适应）：为了解决最佳适应算法留下难以利用的小碎片，在每次分配时优先使用最大的连续空闲。

　　实现：空闲分区容量递减次序链接，每次分配内存顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到一个满足的空闲分区。

　　4.邻近适应算法：首次适应每次从链头开始查找，可能导致低地址部分出现小的分区，每次分配查找都要经过这些分区，增加了查找的开销，每次从上次结束的地方开始检索。

　　实现：空闲分区以地址递增的顺序排列（排成一个循环链表），每次分配内存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），找到一个满足的空闲分区。

　　首次适应不仅最简单，通常也是最好最快，不过首次适应算法会使得内存低地址部分出现很多小的空闲分区，而每次查找都要经过这些分区，因此也增加了查找的开销。

　　邻近算法试图解决这个问题，但实际上，它常常会导致在内存的末尾分配空间分裂成小的碎片，它通常比首次适应算法结果要差。

　　最佳导致大量碎片，最坏导致没有大的空间。

　　首次适应比最佳适应要好，他们都比最坏好。

算法	算法思想	分区排列顺序	优点	缺点
首次适应	从头到尾找适合的分区	空闲分区以地址递增次序排列	综合看性能最好。算法开销小，回收分区后一.般不需要对空闲分区队列重新排序
最佳适应	优先使用更小的分区，以保留更多大分区	空闲分区以容量递增次序排列	会有更多的大分区被保留下来，更能满足大进程需求	会产生很多太小的、难以利用的碎片;算法开销大，回收分区后可能需要对空闲分区队列重新排序
最坏适应	优先使用更大的分区，以防止产生太小的不可用的碎片	空闲分区以容量递减次序排列	可以减少难以利用的小碎片	大分区容易被用完，不利于大进程;算法开销大(原因同上)
邻近适应	由首次适应演变而来，每次从上次查找结束位置开始查找	空闲分区以地址递增次序排列(可排列成循环链表)	不用每次都从低地址的小分区开始检索。算法开销小(原因同首次适应算法)	会使高地址的大分区也被用完