Lecture 19: Memory Management 6

本章小结：

在使用虚拟内存时，需要做出几个关键决策：

• 何时将页面加载到内存中
• 哪些页面会被从内存中移除 ⇒ 页面替换算法
• 为一个进程分配多少页面，以及这些页面是局部的还是全局的
• 何时将页面从内存中移除 ⇒ 分页守护进程

虚拟内存中可能出现哪些问题 ⇒ 超负荷（thrashing）

页面替换

概念

当新页面被加载且所有页面都被占用时，操作系统必须选择一个页面进行删除。
这一选择是由页面替换算法做出的，并会考虑以下因素：

• 该页面最后一次被使用的时间/预计下次再次使用的时间
• 该页面是否已被修改（只有被修改的页面需要进行写入操作）
• 必须明智地做出替换选择（即非随机选择），以节省时间/避免出现混乱状态。

算法

1. 最优（Optimal）页面替换
2. 先进先出（FIFO）页面替换：①第二次机会替换 ②时钟替换
3. 不最近使用（Not recently used，NRU）
4. 最近最少使用（Least recently used，LRU）

最优页面替换

在理想/最优的世界里

• 每一页都会被标注出将要执行的指令数量或再次被使用之前的时长
• 那些长时间内都不会被引用的页面才是最应该被移除的页面

这种最优策略无法实际应用

• 它可以用于执行后的分析——即最小的页面故障次数会是多少
• 它为页面故障次数提供了一个下限（用于与其他算法进行比较）

先进先出（FIFO）页面替换

FIFO 会维护一个链表，并且新页面会添加到链表的末尾。
当发生页面错误时，链表头部的最旧页面会被淘汰。
FIFO 的优点和缺点包括：

• 它易于理解/实现
• 其性能不佳 ⇒ 无论是使用频繁的页面还是使用较少的页面，被淘汰的可能性都相同

模拟：

假设我们有一个包含八个逻辑页面和四个物理帧（physical frames，PFs）的系统。
考虑以下页面引用顺序：
0 2 1 3 5 4 6 3 7 4 7 3 3 5 5 3 1 1 1 7 2 3 1 4
所产生的页面错误次数为 13 次。

……

第二次机会替换（Second Chance FIFO）

二次替换先进先出策略：

• 如果列表前端的页面未被引用，则将其淘汰。
• 如果设置了引用位，则将该页面置于列表末尾，并重置其引用位。

二次替换先进先出策略比先进先出策略效果更好，但实现起来成本较高（因为列表会不断变化），而且如果所有页面最初都被引用过，它可能会退化为先进先出策略。

第二次机会算法

时钟替换

二次机会先入先出算法可以通过维护一个循环列表来得到改进：

• 一个指针指向“已访问”的最后一页
• 该算法被称为（单手）时钟算法
• 对于长列表来说，其运行速度较慢

维护列表所花费的时间减少了

时钟替换算法

不最近使用（Not recently used，NRU）

被引用和修改的位会保存在页表中：初始时，被引用的位会被设为 0，并会定期重置（例如，系统时钟中断或在搜索列表时进行重置）。
存在四种不同的页面“类型”：

• 类 0：未被引用且未被修改
• 类 1：未被引用且被修改
• 类 2：被引用但未被修改
• 类 3：被引用且被修改

每当发生页面错误时，都会检查页面表条目。
可以这样实现：

1. 从类 0 中找到一个要删除的页面
2. 如果步骤 1 失败，则再次扫描以查找类 1 的页面，并将访问过的每个页面的引用位设置为 0
3. 如果步骤 2 失败，则从步骤 1 重新开始（类 2 和 3 的元素现在已变为类 0 或 1）

NRU 算法具有良好的性能，并且易于理解和实现。

最近最少使用（Least recently used，LRU）

最近最少使用算法会淘汰未被使用时间最长的页面。

• 操作系统会记录页面的最后使用时间。
• 每个页面表条目都包含一个计数器字段。
• 这种实现方式成本较高，因为它需要一个按使用顺序排列的页面列表。

该算法可以通过硬件实现，使用一个在每条指令后递增的计数器。

假设我们有一个包含八个逻辑页面和四个物理帧（physical frames，PFs）的系统。
考虑以下页面引用顺序：
0 2 1 3 5 4 6 3 7 4 7 3 3 5 5 3 1 1 1 7 2 3 1 4
所产生的页面错误次数为 12 次。

……

总结

最佳页面替换：最佳但不实用
FIFO 页面替换：性能较差但易于实施

• 第二次机会更换：性能提高但执行不佳
• 时钟替换：改进了实现，但仍然可能很慢

最近未使用（NRU）：易于理解，效率适中（接近LRU）
最近最少使用 （LRU）：接近最佳，但更难实现

常驻集

常驻集的大小

应为单个进程分配多少页：

• 小型常驻集可以在内存中存储更多进程 ⇒ 提高 CPU 利用率
• 小型常驻集可能会导致更多的页面错误
• 大型常驻集可能不再降低页面错误率（收益递减）

常驻集的大小和系统利用率之间存在权衡

常驻集大小可以是固定的或可变的（即在运行时调整）
对于可变大小的常驻集，替换策略可以是：

• 局部：替换同一进程的页面
• 全局：可以从不同的进程中取出页面

使用局部作用域时，需要仔细评估其大小（通常基于工作集或页面错误频率）

局部页面替换与全局页面替换。（a） 原始配置，右边的数字代表加载时间 （b）
局部 （c） 全局

局部页面替换vs.全局页面替换

全局替换策略可以从整个集合中选择帧，即可以从其他进程“获取”它们

• 帧动态分配给进程
• 进程无法控制自己的页面错误频率，即一个进程的PFF受到其他进程的影响

局部替换策略只能选择分配给当前进程的帧

• 每个进程都有固定的内存比例
• 局部“最旧的页面”不一定是全局的“最旧页面”

Windows 使用带有局部替换的变量方法
前面介绍的页面替换算法可以使用这两种策略。

工作集

常驻集包括内存中的进程页集
工作集 W（t，k） 包括流程的最后 k（= 工作集窗口）虚拟时间单位中的集合引用页
k 可以定义为“内存引用”或“实际处理时间”

• 最近使用的页面集
• 在预先指定的时间间隔内使用的页面集

工作集大小可用作应分配给流程的数框的指南

例子：按顺序考虑以下页面引用

如果 k = 3：

• 在 t1 时，W（t1,3） = {4,5,6}
• 在 t2 时，W（t1,3） = {4,7}

如果 k = 5：

• 在 t1 时，W（t1,5） = {2,3,4,5,6}
• 在 t2 时，W（t1,5） = {2,4,7}

工作集是时间 t 的函数：

• 进程在位置之间移动，因此，工作集中包含的页面随时间变化
• 稳定的间隔与快速变化的间隔交替出现

|W（t，k）|则在时间上可变。具体说来：1 ≤ |W（t，k）|≤ min（k，N） 
其中 N 是进程的总页数。

为 k 选择正确的值至关重要：

• 太小：不准确，页面丢失
• 太大：存在太多未使用的页面
• 无穷大：进程的所有页面都在工作集中

工作集可用于指导常驻集的大小

• 监视工作集
• 从驻留集中删除不在工作集中的页面

工作集的维护成本很高⇒页面错误频率 （page fault frequency，PFF） 可以用作近似值

• 如果 PFF 增加 ->我们需要增加 k
• 如果 PFF 非常降低 ->我们可以尝试减少 k

分页守护程序（paging daemon）：预清理（⇔需求清理）

主动保留一些空闲页面以备将来的页面错误使用会更有效

• 如果没有，我们可能必须找到一个要驱逐的页面，并在发生页面错误时首先将其写入驱动器（如果已修改）

许多系统都有一个称为分页守护程序的后台进程

• 此过程定期运行
• 它检查帧的状态，如果空闲帧太少，它会选择要逐出的页面（使用页面替换算法）

分页守护进程可以与缓冲（空闲和修改列表）结合使用，⇒写入修改后的页面，但尽可能将它们保留在主内存中

颠簸（Thrashing）

定义抖动

假设所有可用页面都在使用中，并且需要加载新页面：即将被逐出的页面必须在不久之后重新加载，即它仍然处于活动状态
当碎片被更换并立即再次加载时，就会发生抖动（颠簸）

恶性循环？

CPU 利用率太低 ⇒调度程序会提高多编程程度 ⇒ 帧被分配给新流程并从现有流程中删除 ⇒ I/O 请求因页面错误而排队
CPU 利用率进一步下降 ⇒ 调度器提高了多编程程度

原因/解决方案

抖动的原因包括：

• 多编程程度过高，即总需求（即所有工作集大小的总和）超过供应（即可用帧）
• 单个进程分配的页数太少

这可以通过例如使用良好的页面替换策略、降低多编程程度（中期调度程序）或添加更多内存来防止
页面错误频率可用于检测系统是否正在抖动

理解

FIFO vs. 最佳页面替换算法

将 FIFO/LRU 与最佳页面替换算法进行比较。该进程启动时内存中没有任何页面。
最佳方法产生的最小页面错误数是多少？

步骤 1：统一前提

• 进程最初 内存中没有任何页（冷启动）。

• 页面访问串：

  0 2 1 3 5 4 6 3 7 4 7 3 3 5 5 3 1 1 1 7 2 3 1 4

  （共 24 次访问）。

步骤 2：计算最优（OPT，Belady 最小页故障）

OPT 每次都把 下次使用最远（或永不使用） 的页面换出；
帧数未知，但图里给出了 4 个 PF 槽（图中 PF1 … PF4），说明 物理帧 = 4。

按 4 帧模拟 OPT：

访问	帧0	帧1	帧2	帧3	页故障？	淘汰页
0	0	–	–	–	✔	–
2	0	2	–	–	✔	–
1	0	2	1	–	✔	–
3	0	2	1	3	✔	–
5	0	2	1	5	✔	3（3 下一次在第 7，最远）
4	0	2	1	4	✔	1（1 下一次在第 17）
6	0	2	6	4	✔	2（2 下一次在第 21）
3	0	2	6	3	✖	–
7	0	7	6	3	✔	4（4 不再使用）
4	0	7	6	4	✔	0（0 不再使用）
7	–	7	6	4	✖	–
3	–	7	6	3	✖	–
3	–	7	6	3	✖	–
5	5	7	6	3	✔	6（6 不再使用）
5	5	7	–	3	✖	–
3	5	7	–	3	✖	–
1	5	7	1	3	✔	7（7 下一次在第 20）
1	–	–	1	3	✖	–
1	–	–	1	3	✖	–
7	–	7	1	3	✖	–
2	2	7	1	3	✔	5（5 不再使用）
3	2	7	1	3	✖	–
1	2	7	1	3	✖	–
4	2	7	1	4	✔	3（3 不再使用）

统计页故障：共 14 次。

---

结论

在 4 个物理帧 的前提下，最优（OPT）算法的最小页故障数为 14。