OS2️⃣内存管理：页面置换算法
页面置换
- 发生缺页中断时，OS 需要在内存中选择一个页面淘汰，从磁盘文件中载入新的页面。
- 若页面在内存驻留期间被修改过（modified bit = 1），则必须将脏页写回磁盘，否则直接被新页面覆盖即可。
1、局部
- 局部性访问：
- 进程运行期间，只访问少部分页面（而不是全部），因此只有少数页表项会被反复读取。
- 过去最近被频繁访问（使用）的页面，在将来很有可能被再次访问。
- 局部页面置换算法：根据局部性原理，预测短期内较少使用的页面换出，尽可能减少缺页中断次数。
1.1、最优
- 思想：淘汰在将来最久会被使用的 page。
- 发生缺页中断时，对于每个在内存中的页（page），计算并标记 page 在下次被访问前需执行的指令数。
- 置换标记最大的 page。
- 说明：
- 此算法是一种无法实现的理想情况，因为 OS 无法确定每个 page 将被访问的时机。
- 可作为其它算法的性能评价依据。
1.2、最近未使用（NRU）
Not Recently Used
-
实现：
- 为每个 page 设置 2 个状态位（访问位 R、修改位 M）。
- 发生缺页中断时，OS 检查所有 page 并根据状态位进行相应处理。
-
说明：性能不是最优，但可用。
R 位 M 位 缺页中断的处理 第 0 类 0 0 被置换 第 1 类 0 1 清除 M 位（00） 第 2 类 1 0 清除 R 位（00） 第 3 类 1 1 清除 R 位（01）
（不清除 M 位，作为 page 是否需要写回磁盘的依据）
1.3、先进先出（FIFO）
First-In First-Out
- 实现：淘汰在内存中驻留最久的 page。
- 维护一个在内存中的 page 的链表（队列）。
- 发生缺页中断时淘汰表头的 page，新 page 加入到表尾。
- 说明：
- 性能差。
- 淘汰的页面可能是被经常访问的页面。
- 会产生 belady 现象：
- belady 现象：增加分配的物理页（page frame），缺页率不减反增。
- 原因：FIFO 仅考虑 page 驻留时间，忽略了进程访问 page 的特点。
1.4、第二次机会
second chance
（对 FIFO 策略的优化）
- 实现：发生缺页中断时，检查表头 page 的 R 位。
- 0：淘汰。
- 1：清除 R 位并将 page 移到表尾，重复此过程直到淘汰一个页面。
- 说明：若所有 page 都被访问过（R = 1），退化为 FIFO 算法。
1.5、时钟
clock
（对 FIFO 数据结构的优化）
- 实现：维护一个在内存中的 page 的环形链表，指针指向最老的页面。发生缺页中断时检查指针指向 page 的 R 位。
- 0：淘汰
- 1：清除 R 位并将指针前移一位，重复此过程直到淘汰一个页面。
- 说明：可参考 NRU 和 second chance 算法，结合 M 位优化淘汰策略。
1.6、最近最少使用（LRU）
Least Recently Used，
（最优算法的一个较好近似）
实现：根据局部性原理，淘汰最近最少使用的 page。
- 记录每个 page 被访问次数（e.g. 维护一个在内存中的 page 的链表，表头是最近访问次数最多的 page，表尾反之）
- 发生缺页中断时，淘汰最近使用次数最少的 page。
1.7、最不常用（LFU）
Least Frequently used
- 实现：淘汰访问次数最少的 page。
- 为每个 page 设置一个访问计数器。
- 发生缺页中断时，淘汰访问次数最少的 page。
- 说明：LRU 侧重于最近访问次数，LFU 侧重于总访问次数。
2、全局
局部页面置换算法的前提：局部性原理。
- 若局部性原理不成立，局部页面置换算法没有意义。
- 若局部性原理成立，需要进行定量分析——工作集模型。
2.1、相关概念
2.1.1、page
调页
- 请求调页：page 在进程需要时被调入，而不是预先装入。
- 预先调页：在进程运行之前，预先装入 page。
缺页
- 缺页中断：进程所访问的 page 不在内存中，需要由 OS 从磁盘中调入。
- 颠簸（抖动）：进程每执行几条指令就发生一次缺页中断，即需要频繁地在内存和外存之间交换页面，影响进程的运行速度。
2.1.2、工作集
进程执行过程中的固有性质
- 工作集：进程当前正在使用的 page 的集合，随时间而变化。
- 符号：
W(t, k) - 含义：在任意时刻 t，进程最近 k 次内存访问中包含的 page 的集合。
- 符号：
- 工作集模型：按照预先调页的思想，在进程运行前预先将其工作集装入内存。
2.1.3、常驻集
取决于 OS 分配给进程的 page frame 数目、采用的页面置换算法。
概念：进程当前实际驻留在内存中的 page 的集合。
- 若常驻集 <= 工作集：说明分配给进程的 page frame 太少，无法包含整个工作集，进程产生抖动。
- 若常驻集 >= 工作集：说明进程需要的 page 都在内存中，进程不会产生抖动。
2.2、页面置换算法
2.2.1、思路
思路：发生缺页中断时，淘汰一个不在工作集中的 page。
- 前提：预先确定 k 值，从而唯一确定工作集。
- 说明：计算工作集的开销大，需要在程序执行期间及时计算。
近似方法：考虑执行时间 delta（代替内存访问次数 k），每个进程只需计算自己的执行时间。
- delta：工作集窗口，表示一个定长的页面访问的时间窗口。
W(t, delta)：在任意时刻 t 之前的 delta 窗口中，进程访问的 page 的集合。- 示例：
- 考虑次数：工作集 = 进程过去 100 万次内存访问所使用的 page 的集合。
- 考虑时间：工作集 = 进程过去 10 ms 中内存访问所使用的 page 的集合。
2.2.2、工作集页面置换算法
思想：在工作集窗口滑动过程中，淘汰不在工作集中的 page 并淘汰（而不是等到缺页中断）。
2.2.3、缺页率置换算法
思想：可变分配策略，即常驻集大小可变。
- 进程刚开始运行：根据程序大小分配一定数目的 page frame。
- 进程运行过程中：动态调整常驻集大小。
实现：缺页率算法
- 缺页率 = 缺页次数 / 内存访问次数
- 若缺页率增大，则增加常驻集大小，反之减少。
3、小结
3.1、页面置换算法
| 说明 | |
|---|---|
| 最优 | 理想情况，无法实现，可作为基准 |
| NRU | LRU 的粗略近似 |
| FIFO | 可能淘汰重要 page |
| 第二次机会 | FIFO 的改进 |
| 时钟 | 现实 |
| LRU | 优秀，但难以实现 |
| NFU | LRU 的粗略近似 |
| 老化 | LRU 的有效近似 |
| 工作集 | 实现开销大 |
| 工作集时钟 | 好的有效算法 |
3.2、分配策略
- 局部：为每个进程分配固定的内存片段。
- 全局：在可运行进程之间，动态分配 page frame。
