计算机操作系统学习笔记（三）——内存管理

一、内存管理的概念

1. 内存的基础知识

什么是内存，有何作用

存储单元、内存地址的概念和联系

按字节编址vs按字编址

进程运行的基本原理

指令的工作原理
操作码+若干参数（可能包含地址参数）
逻辑地址vs物理地址
从写程序到程序运行

• 编辑源代码文件
• 编译
  由源代码文件生成目标模块（高级语言“翻译”为机器语言）
• 链接
  由目标模块生成装入模块，链接后形成完整的逻辑地址
• 装入
  将装入模块装入内存，装入后形成物理地址

三种装入方式

• 绝对装入
  编译时产生绝对地址
• 静态重定位（又称可重定位装入）
  装入时将逻辑地址转换为物理地址
• 动态重定位（又称动态运行时装入）
  运行时将逻辑地址转换为物理地址，需设置重定位寄存器

三种链接方式

• 静态链接
  装入前链接成一个完整装入模块
• 装入时动态链接
  运行前边装入边链接
• 运行时动态链接
  运行时需要目标模块才装入并链接

2. 内存管理的概念

内存空间的分配与回收

• 连续分配管理方式
  • 单一连续分配
  • 固定分区分配
  • 动态分区分配
• 非连续分配管理方式

内存空间的扩充

• 覆盖技术
• 交换技术
• 虚拟技术‘

地址转换

操作系统负责实现逻辑地址到物理地址的转换

三种方式

• 绝对装入
  编译时产生绝对地址
  编译器负责地址转换（单道程序阶段，无操作系统）
• 静态重定位（又称可重定位装入）
  装入时将逻辑地址转换为物理地址
  装入程序负责地址转换（早期多道批处理阶段）
• 动态重定位（又称动态运行时装入
  运行时将逻辑地址转换为物理地址，需设置重定位寄存器
  运行时才进行地址转换（现代操作系统）

存储保护

保证各个进程在自己的内存空间运行，不会越界访问
两种方式

• 方法一：在CPU中设置一对上、下限寄存器，存放进程的上、下限地址。进程的指令要访问某个地址时，CPU检查是否越界。
• 方法二：采用重定位寄存器（又称基址寄存器）和界地址寄存器（又称限长寄存器）进行越界检查。重定位寄存器中存放的是进程的起始物理地址。界地址寄存器中存放的是进程的最大逻辑地址。

3. 覆盖与交换

覆盖技术

思想：将程序分为多个段（多个模块）。常用的段常驻内存，不常用的段在需要时调入内存。

内存中分为一个“固定区”和若干个“覆盖区”

必须由程序员声明覆盖结构，操作系统完成自动覆盖。缺点：对用户不透明，增加了用户编程负担。 已成为历史

交换技术

思想：内存空间紧张时，系统将内存中某些进程暂时换出外存，把外存中某些已具备运行条件的进程换入内存（进程在内存与磁盘间动态调度）

PCB常驻内存

1. 应该在外存（磁盘）的什么位置保存被换出的进程？
   具有对换功能的操作系统中，通常把磁盘空间分为文件区和对换区两部分。文件区主要用于存放文件，主要追求存储空间的利用率，因此对文件区空间的管理采用离散分配方式；对换区空间只占磁盘空间的小部分，被换出的进程数据就存放在对换区。由于对换的速度直接影响到系统的整体速度，因此对换区空间的管理主要追求换入换出的速度，因此通常对换区采用连续分配方式（学过文件管理章节后即可理解）。总之，对换区的I/O速度比文件区的更快。
2. 什么时候应该交换？
   交换通常在许多进程运行且内存吃紧时进行，而系统负荷降低就暂停。例如：在发现许多进程运行时经常发生缺页，就说明内存很紧张，此时可以换出一些进程；如果缺页率明显下降，就可以暂停换出。
3. 应该换出哪些进程？
   可优先换出阻塞进程；可换出优先级低的进程；为了防止优先级低的进程在被调入内存后很快又被换出，有的系统还会考虑进程在内存的驻留时间……（注意：PCB会常驻内存，不会被换出外存）

覆盖与交换的区别

覆盖是在同一个程序或进程中的

交换是在不同进程（或作业）之间的

4. 连续分配管理方式

指为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间。

• 内部碎片
  分配给某进程的内存区域中，如果有些部分没有用上，就是“内部碎片”
• 外部碎片
  内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用
  通过紧凑技术来解决外部碎片

单一连续分配

内存被分为系统区和用户区。
系统区通常位于内存的低地址部分，用于存放操作系统相关数据；用户区用于存放用户进程相关数据。

内存中只能有一道用户程序，用户程序独占整个用户区空间。

• 优点：实现简单；无外部碎片；可以采用覆盖技术扩充内存；不一定需要采取内存保护
• 缺点：只能用于单用户、单任务的操作系统中；有内部碎片；存储器利用率极低。

固定分区分配

分区大小相等

缺乏灵活性，但是很适合用于用一台计算机控制多个相同对象的场合。（比如：钢铁厂里有n个相同的炼钢炉，就可把内存分为n个大小相等的区域存放n个炼钢炉控制程序等）

分区大小不等

增加了灵活性，可以满足不同大小的进程需求。根据常在系统中运行的作业大小情况进行划分（比如：划分多个小分区、适量中等分区、少量大分区）

操作系统需要建立一个数据结构——分区说明表，来实现各个分区的分配与回收。每个表项对应一个分区，通常按分区大小排列。每个表项包括对应分区的大小、起始地址、状态（是否已分配）。

优点：实现简单，无外部碎片。
缺点：

• a. 当用户程序太大时，可能所有的分区都不能满足需求，此时不得不采用覆盖技术来解决，但这又会降低性能；
• b. 会产生内部碎片，内存利用率低。

动态分区分配

又称可变分区分配。这种分配方式不会预先划分内存分区，而是在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区，并使分区大小正好适合进程的需要。

1. 系统要用什么样的数据结构记录内存的使用情况？
   两种常用数据结构：
   • 空闲分区表
   • 空闲分区链
2. 当很多个空闲分区都能满足需求时，应该选择哪个分区进行分配？

动态分区分配算法

• 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。
• 最佳适应算法
  优先使用更小的空闲区。 空闲分区按容量递增顺序排列
  缺点：每次都选最小的分区进行分配，会留下越来越多的、很小的、难以利用的内存块。因此这种方法会产生很多外部碎片。
• 最坏适应算法
  优先使用更大的空闲区。 空闲分区按容量递减顺序链接
  缺点：每次都选最大的分区进行分配，虽然可以让分配后留下的空闲区更大，更可用，但是这种方式会导致较大的连续空闲区被迅速用完。如果之后有“大进程”到达，就没有内存分区可用了。
• 邻近适应算法
  考虑到首次适应算法每次都从链头开始查找。这可能会导致低地址部分出现很多小的空闲分区，而每次分配查找时，都要经过这些分区，因此也增加了查找的开销。如果每次都从上次查找结束的位置开始检索，就能解决上述问题。

综合来看，首次适应算法效果是最好的。

3. 如何进行分区的分配与回收操作？
   以空闲分区表为例
   有相邻的空闲分区要进行合并

无内部碎片，有外部碎片

5. 非连续分配管理方式

5.1 基本分页存储管理

什么是分页存储

将内存空间分为一个个大小相等的分区（比如：每个分区4KB），每个分区就是一个“页框”（页框=页帧=内存块=物理块=物理页面）。每个页框有一个编号，即“页框号”（页框号=页帧号=内存块号=物理块号=物理页号），页框号从0开始

将进程的逻辑地址空间也分为与页框大小相等的一个个部分，每个部分称为一个“页”或“页面”。每个页面也有一个编号，即“页号”，页号也是从0开始。

操作系统以页框为单位为各个进程分配内存空间。进程的每个页面分别放入一个页框中。也就是说，进程的页面与内存的页框有一一对应的关系。

各个页面不必连续存放，可以放到不相邻的各个页框中。

重要的数据结构——页表

为了能知道进程的每个页面在内存中存放的位置，操作系统要为每个进程建立一张页表。注：页表通常存在PCB中

1. 一个进程对应一张页表
2. 进程的每个页面对应一个页表项
3. 每个页表项由“页号”和“块号”组成
4. 页表记录进程页面和实际存放的内存块之间的映射关系

思考
1. 每个页表项多大？占几个字节？

Eg: 假设某系统物理内存大小为4GB，页面大小为4KB，则每个页表项至少应该为多少字节？ 内存块大小=页面大小=4KB=2^{12}B

• 4GB的内存总共会被划分为2^{20}个内存块
• 内存块号至少要用20bit表示，即至少要用3B来表示块号
• 由于页号是隐含的，因此每个页表项占3B，存储整个页表至少需要3*(n+1)B

注意：页表记录的只是内存块号，而不是内存块的起始地址！J号内存块的起始地址 = J * 内存块大小。

2. 如何通过页表实现逻辑地址到物理地址的转换？

特点：虽然进程的各个页面是离散存放的，但是页面内部是连续存放的。 如果要访问逻辑地址A，则

1. 确定逻辑地址A对应的“页号”P 页号 = 逻辑地址 / 页面长度 （取除法的整数部分
2. 找到P号页面在内存中的起始地址（需要查页表）
3. 确定逻辑地址A的“页内偏移量”W 页内偏移量 = 逻辑地址 % 页面长度 （取出发的余数部分） 逻辑地址可以拆分为（页号，页内偏移量）
   结论：如果每个页面大小为2^k B,用二进制数表示逻辑地址，则末尾k位即为页内偏移量，其余部分就是页号。
   结论：如果页面大小刚好是2的整数幂，则只需要把页表中记录的物理块号拼接上页内偏移量就能得到对应的物理地址。
4. 逻辑地址A对应的物理地址 = P号页面在内存中的起始地址 + 页内偏移量W

基本地址变换机构【粗略】

用于实现逻辑地址到物理地址转换的一组硬件机构
页表寄存器的作用

• 存放页表起始地址
• 存放页表长度

一个进程上处理机运行时，会将上述两个页表信息从PCB中放入页表寄存器。

地址变换过程

1. 根据逻辑地址算出页号、页内偏移量
2. 页号的合法性检查（与页表长度对比）
3. 若页号合法，再根据页表起始地址、页号找到对应页表项。
4. 根据页表项中记录的内存块号、页内偏移量得到最终的物理地址
5. 访问物理内存中对应的内存单元

其他小细节

• 页内偏移量与页面大小之间的关系（要能用其中一个条件推出另一个条件）
• 页式管理中地址是一维的
• 实际应用中，通常使一个页框恰好能放入整数个页表项
• 为了方便找到页表项，页表一般是放在连续的内存块中的。

第一次访问内存：查页表
第二次访问内存：访问目标内存单元

具有快表的地址变换机构

什么是快表（TLB）

快表又称联想寄存器（TLB，translation lookaside buffer），是一种访问速度比内存快很多的高速缓存（TLB不是内存！），用来存放最近访问的页表项的副本，可以加速地址变换的速度。与此对应，内存中的页表常称为慢表。

快表是一个专门的硬件，当进程切换的时候，快表的内容需要被清除。

引入快表后，地址的变换过程

1. 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；
2. 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，访问改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要一次访存即可。
3. 如果没有找到匹配的页号，则需要访问内存中的页表，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）

基于局部性原理，一般来说快表的命中率可以达到90%以上。

局部性原理

• 时间局部性
  如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很可能再次执行；如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问。（因为程序中存在大量的循环）

• 空间局部性
  一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问。（因为很多数据在内存中都是连续存放的）

两级页表

单级页表存在问题

问题一：页表必须连续存放，因此当页表很大时，需要占用很多个连续的页框
问题二：没有必要让整个页表常驻内存，因为进程在一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面

如何解决单级页表的问题

将长长的页表再分页

逻辑地址结构：（一级页号，二级页号，页内偏移量）

注意几个术语：页目录表/外层页表/顶级页表

如何实现地址变换

1. 按照地址结构将逻辑地址拆分成三个部分
2. 从PCB中读出页目录表始址，根据一级页号查页目录表，找到下一级页表在内存中的存放位置
3. 根据二级页号查表，找到最终想访问的内存块号
4. 结合页内偏移量得到物理地址

几个细节

• 多级页表中，各级页表的大小不能超过一个页面。若两级页表不够，可以分更多级。
• 多级页表的访存次数（假设没有快表机构）——N级页表访问一个逻辑地址需要N+1次访存。

5.2 基本分段存储管理

什么是分段

进程的地址空间：按照程序自身的逻辑关系划分为若干个段，每个段都有一个段名（在低级语言中，程序员使用段名来编程），每段从0开始编址。

由于是按逻辑功能模块划分，用户编程更方便，程序的可读性更高。

分段系统的逻辑地址结构由段号（段名）和段内地址（段内偏移量）所组成。

• 段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段。
• 段内地址位数决定了每个段的最大程度是多少。

什么是段表

段号
段长
基址
每个段对应一个段表项，其中记录了该段在内存中的起始位置（又称“基址”）和段的长度。

各个段表项的长度是相同的。

如何实现地址转换

段表寄存器包含段表始址F，段表长度M

1. 根据逻辑地址得到段号S、段内地址W
2. 判断段号是否越界。若S>=M，则产生越界中断，否则继续执行。
3. 查询段表，找到对应的段表项，段表项的存放地址为F+S*段表项长度C
4. 检查段内地址是否超过段长。若W>=C，则产生越界中断，否则继续执行。
5. 计算得到物理地址
6. 访问目标内存单元

分段、分页管理的对比

• 页是信息的物理单位。分页的主要目的是为了实现离散分配，提高内存利用率。分页仅仅是系统管理上的需要，完全是系统行为，对用户是不可见的。
  段是信息的逻辑单位。分段的主要目的是更好地满足用户需求。一个段通常包含一组属于一个逻辑模块的信息。分段对用户是可见的，用户编程时需要显式地给出段名。
• 页的大小固定且由系统决定。段的长度却不固定，决定于用户编写的程序。
• 分页的用户进程地址空间是一维的，程序员只需给出一个记忆符即可表示一个地址。
  分段的用户进程地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既要给出段名，也要给出段内地址。
• 分段比分页更容易失先信息的共享和保护。不能被修改的代码称为纯代码或可重入代码（不属于临界资源），这样的代码是可以共享的。可修改的代码是不能共享的。

访问一个逻辑地址需要几次访存？

分页（单级页表）

• 第一次访存：查内存中的页表；
• 第二次访存：访问目标内存单元。
  分段
• 第一次访存：查内存中的段表
• 第二次访存：访问目标内存单元

与分页系统类似，分段系统中也可以引入快表机构，将近期访问过的段表项放到快表中，这样可以少一次访存，加快地址变换速度。

5.3 基本段页式存储管理

分页、分段管理方式中最大的优缺点:

• 分页管理
  • 优点
    内存空间利用率高，不会产生外部碎片，只会有少量的页内碎片。
  • 缺点
    不方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护
• 分段管理
  • 优点
    很方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护
  • 缺点
    如果段长太大，为其分配很大的连续空间会很不方便。另外，段式管理会产生外部碎片。（可以用”紧凑“技术来解决，但是需要付出较大的时间代价。）

分段+分页的结合——段页式管理方式

逻辑地址结构由段号、页号、页内地址（页内偏移量）组成。

• 段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
• 页号的位数决定了每个段最大有多少页
• 页内偏移量的位数决定了页面大小、内存块大小是多少

“分段”对用户是可见的，程序员编程时需要显式地给出段号、段内地址。而将各段“分页”对用户是不可见的。系统会根据段内地址自动划分页号和页内偏移量。

因此，段页式管理的地址结构是二维的。

段表、页表

• 每个段对应一个段表项，每个段表项由段号、页表长度、页表存放块号（页表起始地址）组成。每个段表项长度相等，段号是隐含的。
• 每个页面对应一个页表项，每个页表项由页号、页面存放的内存块号组成。每个页表项长度相等，页号是隐含的。

如何实现地址变换

段表寄存器

• 段表始址F
• 段表长度M

1. 根据逻辑地址得到段号S、页号P、页内偏移量W
2. 判断段号是否越界。若S>=M则产生越界中断，否则继续执行。
3. 查询段表，找到对应的段表项，段表项的存放地址为F+S*段表项长度
4. 检查页号是否越界，若页号>=页表长度，则发生越界中断，否则继续执行。
5. 根据页表存放块号、页号查询页表，找到对应页表项。
6. 根据内存块号、页内偏移量得到最终的物理地址。
7. 访问目标内存单元。

需要三次访存

• 第一次访存： 段表
• 第二次访存： 页表
• 第三次访存： 目标内存单元

二、虚拟内存管理

1. 虚拟内存的基本概念

传统存储管理方式的特征、缺点

传统存储管理

• 连续分配
  • 单一连续分配
  • 固定分区分配
  • 动态分区分配
• 非连续分配
  • 基本分页存储管理
  • 基本分段存储管理
  • 基本段页式存储管理

很多暂时用不到的数据也会长期占用内存，导致内存利用率不高。

• 一次性：作业必须一次性全部装入内存后才能开始运行。这会造成两个问题：
  1. 作业很大时，不能全部装入内存，导致大作业无法运行；
  2. 当大量作业要求运行时，由于内存无法容纳所有作业，因此只有少量作业能运行，导致多道程序并发度下降。
• 驻留性：一旦作业被装入内存，就会一直驻留在内存中，直至作业运行结束。

事实上，在一个时间段内，只需要访问作业的一小部分数据即可正常运行，这就导致了内存中会驻留大量的、暂时用不到的数据，浪费了宝贵的内存资源。

局部性原理

• 时间局部性
  如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很可能再次执行；如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问。（因为程序中存在大量的循环）
• 空间局部性
  一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问。（因为很多数据在内存中都是连续存放的）
• 高速缓存技术
  使用频繁的数据放到更高速的存储器中

虚拟内存的定义和特征

基于局部性原理，在程序装入时，可以将程序中很快会用到的部分装入内存，暂时用不到的部分留在外存，就可以让程序开始执行。

在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所需信息从外存调入内存，然后继续执行程序。

若内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。

在操作系统的管理下，在用户看来似乎有一个比实际内存大的多的内存，这就是虚拟内存。

操作系统虚拟性的一个体现，实际的物理内存大小没有变，只是在逻辑上进行了扩充。

虚拟内存有以下三个主要特征

• 多次性：无需在作业运行时一次性全部装入内存，而是允许被分成多次调入内存。
• 对换性：在作业运行时无需一直常驻内存，而是允许在作业运行过程中，将作业换入、换出。
• 虚拟性：从逻辑上扩充了内存的容量，使用户看到的内存容量，远大于实际的容量。

如何实现虚拟内存技术

虚拟内存技术，允许一个作业分多次调入内存。如果采用连续分配方式，会不方便实现。因此，虚拟内存的实现需要建立在离散分配的内存管理方式基础上。

虚拟内存的实现

• 请求分页存储管理
• 请求分段存储管理
• 请求段页式存储管理

主要区别

• 操作系统要提供请求调页（或请求调段）功能
• 操作系统要提供页面置换（或段置换）的功能

2. 请求分页管理方式

与基本分页存储管理方式的主要区别：

		在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所需信息从外存调入内存，然后继续执行程序。
			操作系统要提供请求调页功能，将缺失页面从外存调入内存；
		若内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。
			操作系统需要提供页面置换的功能，将暂时用不到的页面换出外存。

页表机制

		与基本分页管理相比，请求分页管理中，为了实现“请求调页”，操作系统需要知道每个页面是否已经调入内存；如果还没调入，那么也需要知道该页面在外存中存放的位置。
		当内存空间不够时，要实现“页面置换”，操作系统需要通过某些指标来决定到底换出哪个页面：有的页面没有被修改过，就不用浪费时间写回外存。有的页面被修改过，就需要将外存中的旧数据覆盖，因此，操作系统也需要记录各个页面是否被修改的信息。
		请求页表项增加了四个字段
			状态位：是否已调入内存
			访问字段：可记录最近被访问过几次，或记录上次访问的时间，供置换算法选择换出页面时参考。
			修改位：页面调入内存后是否被修改过。
			外存地址：页面在外存中的存放位置。

缺页中断机构

		在请求分页系统中，每当要访问的页面不在内存时，便产生一个缺页中断，然后由操作系统的缺页中断处理程序处理中断。
		此时缺页的进程被阻塞，放入阻塞队列，调页完成后再将其唤醒，放回就绪队列。
		如果内存中有空闲块，则为进程分配一个空闲块，将所缺页面装入该块，并修改页面中相应的页表项。
		如果内存中没有空闲块，则由页面置换算法选择一个页面淘汰，若该页面在内存期间被修改过，则要将其写回外存。未修改过的页面不用再写回外存。
		缺页中断是因为当前执行的指令想要访问的目标页面未调入内存而产生的，因此属于内中断。
		一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。（如：copy A to B，即将逻辑地址A中的数据复制到逻辑地址B，而A，B属于不同的页面，则有可能产生两次中断）

地址变换机构

		新增步骤1：请求调页（查到页表项时进行判断）
		新增步骤2：页面置换（需要调入页面，但没有空闲内存块时进行）
		新增步骤3：页面被访问时，需要修改请求页表中新增的表项。
		补充细节
			1. 只有“写指令”才需要修改“修改位”。并且，一般来说只需修改快表中的数据，只有要将快表项删除时才需要写回内存中的慢表。这样可以减少访存次数。
			2. 和普通的中断处理一样，缺页中断处理依然需要保留CPU现场
			3. 需要用某种“页面置换算法”来决定一个换出页面
			4. 换入/换出页面都需要启动慢速的I/O操作，可见，如果换入/换出太频繁，会有很大的开销。
			5. 页面调入内存后，需要修改慢表，同时也需要将表项复制到快表中。

3. 页面置换算法

页面的换入、换出需要磁盘I/O，会有较大的开销，因此好的页面置换算法应该追求更少的缺页率。

分类

• 最佳置换算法（OPT）

每次选择淘汰的页面将是以后永不使用，或者在最长时间内不再被访问的页面，这样可以保证最低的缺页率。
最佳置换算法可以保证最低的缺页率，但实际上，只有在进程执行的过程中才能知道接下来会访问到的是哪个页面。操作系统无法提前预判页面访问序列。因此，最佳置换算法是无法实现的。

• 先进先出置换算法（FIFO）

每次选择淘汰的页面是最早进入内存的页面。

• 实现方法：把调入内存的页面根据调入的先后顺序排成一个队列，需要换出页面时选择队头页面即可。队列的最大长度取决于系统为进程分配了多少个内存块。

Belady异常——当为进程分配的物理块数增大时，缺页次数不减反增的异常现象。
只有FIFO算法会产生Belady异常。另外，FIFO算法虽然实现简单，但是该算法与进程实际运行时的规律不适应，因为先进入的页面也有可能最经常被访问。因此，算法性能差。

• 最近最久未使用置换算法（LRU）

每次淘汰的页面是最近最久未使用的页面

• 实现方法：赋予每个页面对应的页表项中，用访问字段记录该页面自上次被访问以来所经历的时间t。当需要淘汰一个页面时，选择现有页面中t值最大的，即最近最久未使用的页面。
  该算法的实现需要专门的硬件支持，虽然算法性能好，但是实现困难，开销大。

• 时钟置换算法（CLOCK）

是一种性能和开销较均衡的算法，又称CLOCK算法，或最近未用算法（NRU， Not Recently Used）

• 简单的CLOCK算法实现方法：
  为每个页面设置一个访问位，再将内存中的页面都通过链接指针链接成一个循环队列。当某页被访问时，其访问位置为1.当需要淘汰一个页面时，只需检查页的访问位。如果是0，就选择该页换出；如果是1，则将它置为0，暂不换出，继续检查下一个页面，若第一轮扫描中所有页面都是1，则将这些页面的访问位依次置为0后，再进行第二轮扫描（第二轮扫描中一定会有访问位为0的页面，因此简单的CLOCK算法选择一个淘汰页面最多会经过两轮扫描。）

• 改进型的时钟置换算法

简单的时钟置换算法仅考虑到一个页面最近是否被访问过。事实上，如果被淘汰的页面没有被修改过，就不需要执行I/O操作写回外存。只有被淘汰的页面被修改过时，才需要写回外存。

因此，除了考虑一个页面最近有没有被访问过之外，操作系统还应考虑页面有没有被修改过。在其他条件都相同时，应优先淘汰没有修改过的页面，避免I/O操作。这就是改进型的始终置换算法的思想。
为方便讨论，用（访问位，修改位）的形式表示各页面状态。如（1,1）表示一个页面近期被访问过，且被修改过。

算法规则：
将所有可能被置换的页面排成一个循环队列

• 第一轮：从当前位置开始扫描到第一个（0,0）的帧用于替换。本轮扫描不修改任何标志位。
  • 第一优先级：最近没访问，且没修改的页面
• 第二轮：若第一轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个（0,1）的帧用于替换。本轮将所有扫描过的帧访问位设为0；
  • 第二优先级：最近没访问，但修改过的页面
• 第三轮：若第二轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个（0,0）的帧用于替换。本轮扫描不修改任何标志位。
  • 第三优先级：最近访问过，但没修改的页面
• 第四轮：若第三轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个（0,1）的帧用于替换。
  • 第四优先级：最近访问过，且修改过的页面

由于第二轮已将所有帧的访问位设为0，因此经过第三轮、第四轮扫描一定会有一个帧被选中，因此，改进型CLOCK置换算法选择一个淘汰页面最多会进行四轮扫描。

4. 页面分配策略

驻留集

请求分页存储管理中，给进程分配的物理块的集合。
在采用了虚拟存储技术的系统中，驻留集大小一般小于进程的总大小。

• 若驻留集太小，会导致缺页频繁，系统要花大量的时间来处理缺页，实际用于进程推进的时间很少；
• 若驻留集太大，又会导致多道程序并发度下降，资源利用率低。所以应该选择一个合适的驻留集大小。

• 固定分配：
  操作系统为每个进程分配一组固定数目的物理块，在进程运行期间不再改变。即，驻留集大小不变。
• 可变分配：
  先为进程分配一定数目的物理块，在进程运行期间，可根据情况做适当的增加或减少。即，驻留集大小可变。
• 局部置换
  发生缺页时只能选进程自己的物理块进行置换。
• 全局置换
  可以将操作系统保留的空闲物理块分配给缺页进程，也可以将别的进程持有的物理块置换到外存，再分配给缺页进程。

页面分配、置换策略

• 固定分配局部置换
  缺点
  很难在刚开始就确定应为每个进程分配多少个物理块才算合理。（采用这种策略的系统可以根据进程大小、优先级、或是根据程序员给出的参数来确定为一个进程分配的内存块数）
• 固定分配全局置换 —— 不存在
  全局置换意味着一个进程拥有的物理块数量必然会改变，因此不可能是固定分配。
• 可变分配全局置换
  采用这种策略时，只要某进程发生缺页，都将获得新的物理块，仅当空闲物理块用完时，系统才选择一个未锁定的页面调出。被选择调出的页可能是系统中任何一个进程中的页，因此这个被选中的进程拥有的物理块会减少，缺页率会增加。
• 可变分配局部置换
  如果进程在运行中频繁地缺页，系统会为该进程多分配几个物理块，直至该进程缺页率趋势适当程度；反之，如果进程运行中缺页率特别低，则可适当减少分配给该进程的物理块。

调入页面的时机

1. 预调页策略
   根据局部性原理，一次调入若干个相邻的页面可能比一次调入一个页面更高效。但如果提前调入的页面中大多数都没被访问过，则又是低效的。因此可以预测不久之后可能访问的页面，将它们预先调入内存，但目前预测成功率只有50%左右。故这种策略主要用于进程的首次调入，由程序员指出应该先调入哪些部分。
2. 请求调页策略
   进程在运行期间发现缺页时才将所缺页面调入内存。由于这种策略调入的页面一定会被访问到，但由于每次只能调入一页，而每次调页都要磁盘I/O操作，因此I/O开销较大。

从何处调页

1. 系统拥有足够的对换区空间：页面的调入、调出都是在内存与对换区之间进行，这样可以保证页面的调入、调出速度很快。在进程运行前，需将进程相关的数据从文件区复制到对换区。
2. 系统缺少足够的对换区空间：凡是不会被修改的数据都直接从该文件区调入，由于这些页面不会被修改，因此换出时不必写回磁盘，下次需要时再从文件区调入即可。对于可能被修改的部分，换出时需写回磁盘对换区，下次需要再从对换区调入。
3. UNIX方式：运行之前进程有关的数据全部放在文件区，故未使用过的页面，都可从文件区调入。若被使用过的页面需要换出，则写回对换区，下次需要时从对换区调入。

抖动（颠簸）现象

刚刚换出的页面马上又要换入内存，刚刚换入的页面马上又要换出外存，这种频繁的页面调度行为称为抖动，或颠簸。

产生抖动的主要原因是进程频繁访问的页面数目高于可用的物理块数（分配给进程的物理块不够）

为了研究应该为每个进程分配多少个物理块，Denning提出了进程“工作集”的概念。

工作集

指在某段时间间隔里，进程实际访问页面的集合

驻留集： 指请求分页存储管理中给进程分配的内存块的集合。

一般来说，驻留集大小不能小于工作集大小，否则进程运行过程中将频繁缺页。