相比于前一部分，本章介绍页式存储管理系统中的软件策略，主要内容是对进程页（虚拟页）的管理，并介绍典型页面置换算法
- 虚拟存储技术：当进程运行时，先将其一部分装入内存，另一部分暂留在磁盘，当要执行的指令或访问的数据不在内存时，由操作系统自动完成将它们从磁盘调入内存的工作。把内存与磁盘有机地结合起来使用，从而得到一个容量很大的内存，即虚存。虚存是对内存的抽象，构建在存储体系之上，由操作系统协调和存储器的使用。
- 虚拟页式存储管理系统（PAGING）
- 概念：页式存储管理方案 + 虚拟存储技术 -> 虚拟页式存储管理系统
- 基本思想：
- 进程开始运行之前，不是装入全部页面，而是装入一个或零个页面
- 之后，根据进程运行的需要，动态装入其他页面
- 当内存空间已满，而又需要装入新的页面时，则根据某种算法置换内存中的某个页面，以便装入新的页面
- 分为两种方式：请求调页、预先调页
- 实质：是一种以CPU时间和磁盘空间换取昂贵内存空间，是操作系统中一种资源转换技术
- 页表及页表项设计：
- 页表由页表项组成
- 页表项通常包括：
- 页框号（内存块号）
- 有效位：该页式在内存还是在磁盘
- 访问位：是否被访问过——页面置换算法中常利用该位
- 修改位：此页在内存中是否被修改过
- 保护位：读/写权限
- 通常，由于地址转换是硬件通过访问页表来进行，因此页表项是由硬件设计的
- 页表页：页表由许多页表项组成，因此也需要存储空间，存储页表的页称为页表页。32位系统中，一个进程的地址空间有2^20页也就需要2^20个页表项，由于页表项大小为4字节，而每页的大小为4K，则每页能够容纳1024个页表项，因此一个进程需要占用1024个页表页。对于64位系统，一个进程占用32000TB的页表空间。 页目录：由于页表占用空间较大，因此一般不连续存放，那么就需要引入页表页的地址索引表，即页目录。有了页目录就变成了二级页表结构，如下图。二级页表结构只能表示4GB的虚拟地址空间，如果超过4GB则需要更多的目录层级。
- 反转页表（倒排页表）
- 背景：从虚拟地址空间出发，每个进程都需要一张页表，由于内存中同时存在多个进程，并且每个进程的页表占用空间也较大，因此需要巨大的空间来存放页表
- 解决思路：
- 从物理地址空间出发，系统建立只一张页表（从物理内存出发，由于物理地址的大小的固定的，因此页表项的数量是固定的，即页表的大小也是固定的，这样就只需要一张页表，而不像从虚拟地址空间出发为每个进程都建立一张页表）
- 页表项记录的是进程p的某虚拟地址（页号）与页框号的映射关系
- 反转页表的实现：通常将虚拟地址的页号作为键值key，将物理地址作为散列值value，形成hash映射。散列值指向反转页表中的某个位置。
- 反转页表的优点：其大小与实际内存大小成固定比例，与进程个数无关，占用空间小
- 快表：
- 快表的引入：
- 由于页目录的存在，对页表的访问通常需要2次及以上的内存访问次数
- CPU的指令处理速度与内存的访问速度相差较大，CPU的速度无法得到充分利用
- 于是，为了加快地址映射速度，引入了快表（TLB）
- 快表是什么：
- 在CPU中引入的高速缓存，可以匹配CPU的处理速度和内存访问速度，解决二者访问速度相差较大的矛盾
- 具体是一种随机存取型存储器，能按特定的匹配标志在一个存储周期内对所有的字同时进行比较
- 由于快表所用的存储器较为昂贵，因此快表一般都很小，只能保存少量的页表项
- 快表如何工作：根据程序访问的局部性原理，保存正在运行进程的页表的子集（部分页表项）
- 引入页表项后的地址转换过程示意：
- 快表的引入：
- 页错误（Page Fault）
- 概念：地址转换过程中硬件产生的异常
- 原因：
- 所访问的虚拟页面没有调入物理内存——缺页异常
- 页面访问违反权限
- 错误的访问地址
- ......
- 缺页异常的处理：
- 操作系统执行缺页异常处理程序
- 如果内存中有空闲页框，则分配一个页框，然后修改相应页表项的有效位等
- 如果内存中没有空闲页框，则要置换内存中某一页框，具体置换哪些页框取决于置换算法
- 虚拟页式存储管理中的软件相关策略：
- 驻留集
- 概念：一个进程的驻留集是指进程拥有的页框的集合，驻留集的大小是指：给进程分配的页框数
- 驻留集分配策略：
- 固定分配策略：进程创建时确定
- 可变分配策略：根据缺页率动态增减页框数
- 置换问题：当内存中没有空闲页框时，需要将某些页框内容置换出去以得到可用页框
- 置换范围：计划置换的页面集合是局限在当前产生缺页中断的进程，还是所有进程的页框？
- 置换策略：在置换范围内，选择换出哪一个页框？
- 根据驻留集分配策略和置换策略可以有三种策略组合：固定分配局部置换、可变分配布局置换、可变分配全局置换。以可变分配布局置换为例：
- 当一个新进程装载入内存时，给它分配一定数目的页框，然后填满这些页框
- 当发生一次缺页异常时，从产生缺页异常的进程的驻留集中选择一个页框用于置换
- 不断重新评估进程的页框分配情况，增加或减少分配给它的页框以提高整体性能（根据缺页率）
- 置换策略：决定置换当前内存中的哪一个页框
- 所有置换策略的目标：置换最近最不可能访问的页，一般都基于过去的行为预测将来的行为
- 悖论：置换策略设计的越精细，越复杂，实现的软硬件开销就越大
- 注意：不能置换被锁定的页框
- 页框锁定：
- 通过设置相应的锁定位，不让操作系统将进程使用的页面换出内存，避免产生由交换过程带来的不确定的延迟
- 通常需要锁定的页面：操作系统核心代码，关键数据结构，IO缓冲区
- 清除策略（页框回收）
- 虚拟页式存储系统工作的最佳状态：发生缺页异常时，系统内有大量的空闲页框（这就是为什么电脑内存越大，运行越快的原因。比如，2G内存能够运行某个软件，但是剩余内存空间较少，发生缺页时可供使用的空闲页框较少，因此运行缓慢；而换成4G内存后由于会剩余更多的空闲内存，因此运行更快）
- 操作系统一般都会有一个分页守护进程（paging daemon）定期检查内存状态，当发现空闲页框过少时，会通过置换算法换出某些页框，从而得到空闲页框
- 页缓冲技术：当进程需要使用一个已置换出的页框时，如果该页框还没有被新的内容覆盖，将它从空闲页框集合中移出即可恢复页面
- 驻留集
- 典型的页面置换算法：
- 最佳页面置换算法（OPT）：置换以后不再需要或将来很远才能用到的页面。该算法只是作为一种标准来衡量其他算法的性能
- 先进先出算法（FIFO）：选择在内存中驻留时间最长的页面并置换它。FIFO会产生BELADY现象，即：给进程分配的页框越多，发生缺页异常的次数反而增加。
- 第二次机会算法（SCR）：按照先进先出算法选择某一页面，检查其访问位R，如果为0，则置换该页面；如果为1，则给第二次机会，将访问位R置1.
- 时钟算法：对第二次机会算法在实现上的优化，将链表换成环形数组，提高操作效率
- 最近未使用算法（NRU）：选择在最近一段时间内未使用过的一页进行置换
- 实现：利用页表项中的访问位R和修改位M来选择最近未使用的页
- 该算法也可以使用时钟算法进行优化
- 最近最少使用算法（LRU）：选择最后一次访问时间距离当前时间最长的一页并置换。性能接近OPT，但由于时间戳的引入，开销较大。
- 最不经常使用算法（NFU）：选择访问次数最少的页面置换
- LRU的一种软件解决方案
- 实现：
- 软件计数器，每页一个，初值为0
- 每次时钟中断时，计数器数值加R（访问位）
- 发生缺页异常时，选择计数器值最小的一页进行置换
- 老化算法（Aging）：在NFU的基础上进行改进
- 计数器在加R前先右移一位，R位加到计数器的最左端。右移是对计数器数值的衰减，而R位加到最左端则表示较大的权重
- 工作集算法：
- 影响缺页次数的因素：
- 页面置换算法
- 页面本身的大小
- 程序的编制方法
- 分配给进程的页框数量
- 颠簸（Thrashing）：虚存中，页面在内存和磁盘间频繁调度，使得调度页面所需时间比进程实际运行时间还多，这样导致系统效率急剧下降，这种现象称为颠簸或抖动
- 工作集算法的基本思想——局部性原理：根据程序的局部性原理，一般情况下，进程在一段时间内总是集中访问某些页面，这些页面被称为活跃页面，如果分配给一个进程的物理页面（页框）太少，使该进程的活跃页面不能全部装入内存，则进程在运行过程中将频繁发生中断；如果能为进程提供与活跃页面数相等的物理页面数，则可减少缺页中断的次数。该算法由Denning在1968年提出。
- 工作集：一个进程当前正在使用的页框的集合。工作集的大小是不断变化的，进程的驻留集根据工作集的大小随时调整。
- 实现的基本思路：找出一个不在工作集中的页框并置换它
- 实现的具体思路：
- 每个页表项有一个字段，记录该页面最后一次被访问的时间
- 设置一个时间值T
- 判断：根据一个页面的访问时间是否落在“当前时间-T”之前或之中，决定其在工作集之外还是之内
- 影响缺页次数的因素：
- 页面置换算法小结：
