第3章 内存

1、认识内存

1）内存的概念和作用

​ 内存可存放数据。程序执行前需要先放到内存中才能被CPU处理——缓和CPU与硬盘之间的速度矛盾。

2）进程运行的基本原理

①程序运行过程

1. 编译：由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块（编译就是把高级语言翻译为机器语言）；
2. 链接：由链接程序将编译后形成的一组目标模块，以及所需库函数链接在一起，形成一个完整的装入模块；
3. 装入（装载）：由装入程序将装入模块装入内存运行。

②装入的三种方法

1. 绝对装入：在编译时，如果知道程序将放到内存中的哪个位置，编译程序将产生绝对地址的目标代码。装入程序按照装入模块中的地址，将程序和数据装入内存。

   

2. 静态重定位：又称可重定位装入。编译、链接后的装入模块的地址都是从0开始的，指令中使用的地址、数据存放的地址都是相对于起始地址而言的逻辑地址。可根据内存的当前情况，将装入模块装入到内存的适当位置。装入时对地址进行“重定位”，将逻辑地址变换为物理地址（地址变换是在装入时一次完成的）。

   
   • 作业一旦进入内存后，在运行期间就不能移动，也不能再申请内存空间。

3. 动态重定位：又称动态运行时装入。编译、链接后的装入模块的地址都是从0开始的。装入程序把装入模块装入内存后，并不会立即把逻辑地址转换为物理地址，而是把地址转换推迟到程序真正要执行时才进行。因此装入内存后所有的地址依然是逻辑地址。这种方式需要一个重定位寄存器的支持。

   

③链接的三种方法

1. 静态链接：在程序运行之前先将各目标模块及它们所需的库函数连接成一个完整的可执行文件（装入模块），之后不再拆开。

   

2. 装入时动态链接：将各目标模块装入内存时，边装入边链接的链接方式。

   

3. 运行时动态链接：在程序执行中需要该目标模块时，才对它进行链接。其优点是便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享。

   

2、内存管理

1）概览

1. 操作系统负责内存空间的分配与回收；
2. 操作系统需要提供某种技术从逻辑上对内存空间进行扩充；
3. 操作系统需要提供地址转换功能，负责程序的逻辑地址与物理地址的转换（3种装入方式）；
4. 操作系统需要提供内存保护功能。保证各进程在各自存储空间内运行，互不干扰。
   • 两种方式：
     • 设置上下限寄存器：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；
     • 利用重定位寄存器（又称基址寄存器）、界地址寄存器进行判断（又称限长寄存器）：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、进程的内存映像

以32位系统，进程虚拟地址空间为4GB为例：

宏定义：不专门分配存储空间，在预编译阶段，会将代码中的x替换为1024

4、内存空间的扩充

1）覆盖技术

覆盖技术：用来解决“程序大小超过物理内存总和”的问题。

1. 覆盖技术的思想：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；
2. 内存中分为一个“固定区”和若干个“覆盖区；
3. 需要常驻内存的段放在“固定区”中，调入后就不再调出（除非运行结束），不常用的段放在“覆盖区”，需要用到时调入内存用不到时调出内存。

缺点：对用户不透明，增加了用户编程负担。

2）交换技术

​ 交换（对换）技术的设计思想：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）。

1. 暂时换出外存等待的进程状态为挂起状态（挂起态，suspend）；
2. 挂起态又可以进一步细分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态。

1. 应该在外存（磁盘）的什么位置保存被换出的进程？
2. 什么时候应该交换？
3. 应该换出哪些进程？

1. 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；
2. 对换区的I/O速度比文件区的更快；
3. 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；
4. 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速度，因此通常对换区采用==连续分配方式==。
5. 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；
6. 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。

5、内存空间的分配与回收

1）大致概览

连续分配管理方式

1. 单一连续分配
   • 仅支持单道程序；内存分为系统区和用户区，用户程序存放在用户区；
   • 无外部碎片，但存在内部碎片。
2. 固定分区分配
   • 支持多道程序；用户空间被划分为多个固定大小的分区，每个分区只能装入一个作业；
   • 无外部碎片，但存在内部碎片；
   • 有分区大小相等和大小不等两种分区方式。
3. 动态分区分配
   • 支持多道程序，在进程装入内存时，根据进程大小动态地建立分区；
   • 无内部碎片，但存在外部碎片；
   • 外部碎片可用“紧凑”技术解决；
   • 回收内存分区时，有四种情况（相邻的空闲分区要合并）
     1. 回收区的后面有一个相邻的空闲分区；
     2. 回收区的前面有一个相邻的空闲分区；
     3. 回收区的前、后各有一个相邻的空闲分区；
     4. 回收区的前、后都没有相邻的空闲分区。

非连续分配管理方式

1. 基本分页存储管理
2. 基本分段存储管理
3. 段页式存储管理

2）连续分配管理方式

连续分配：指为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间。

①单一连续分配

②**固定分区分配**

③**动态分区分配**

​ 动态分区分配又称为可变分区分配。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，并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统分区的大小和数目是可变的。（eg：假设某计算机内存大小为64MB，系统区8MB，用户区共56MB…）

1. 系统要用什么样的数据结构记录内存的使用情况？

• 应该用最大的还是最小的分区进行分配？又或是用地址最低的部分进行分配？
  • 把一个新作业装入内存时，须按照一定的动态分区分配算法，从空闲分区表（或空闲分区链）中选出一个分区分配给该作业。分配算法对系统性能有很大的影响。

2. 如何进行分区的分配与回收操作？假设系统采用的数据结构是“空闲分区表”如何分配？

• ==如何回收？==有四种情况
  1. 回收区的后面有一个相邻的空闲分区；
  2. 回收区的前面有一个相邻的空闲分区；
  3. 回收区的前、后各有一个相邻的空闲分区；
  4. 回收区的前、后都没有相邻的空闲分区。

3. 外部碎片和内部碎片

3）动态分区分配算法

动态分区分配算法：在动态分区分配方式中，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？

①首次适应算法（First Fit）

1. 算法思想：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。

2. 如何实现：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（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

   

②最佳适应算法（Best Fit）

1. 算法思想：由于动态分区分配是一种连续分配方式，为各进程分配的空间必须是连续的一整片区域。因此为了保证当“大进程”到来时能有连续的大片空间，可以尽可能多地留下大片的空闲区即，优先使用更小的空闲区。

2. 如何实现：空闲分区按容量递增次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

3. 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的外部碎片。

4. 初始状态：

   

5. 当有一个9MB的进程进入，需要将剩余内存进行修改且按递增顺序进行排序。

   

③最坏适应算法（Worst Fit）

1. 又称最大适应算法（Largest Fit）

2. 算法思想：为了解决最佳适应算法的问题–即留下太多难以利用的小碎片，可以在每次分配时优先使用最大的连续空闲区，这样分配后剩余的空闲区就不会太小，更方便使用。

3. 如何实现：空闲分区按容量递减次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

4. 初始状态：

   

5. 当有其他进程进入，查找最大的能够适应该进程的内存空间，并按照递减的顺序进行排序。

   

④邻近适应算法（Next Fit）

1. 算法思想：首次适应算法每次都从链头开始查找的。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。

2. 如何实现：空闲分区以地址递增的顺序排列（可排成一个循环链表）。每次分配内存时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），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

3. 邻近适应算法的规则可能会导致无论低地址、高地址部分的空闲分区都有相同的概率被使用，也就导致了高地址部分的大分区更可能被使用，划分为小分区，最后导致无大分区可用（最大适应算法的缺点）。

4. 初始状态：

   

5. 当有进程进入内存空间时，系统先从头进行查找，并插入到可存放位置，且不需要排序。

   

6. 当下一次有其他进程要进入内存空间时，从上一次查找结束的位置开始查找。

   

⑤总结

4）非连续分配管理方式

非连续分配：为用户进程分配的可以是一些分散的内存空间。

①基本分页存储管理

整体概览：

分页存储的概念

1. 页框、页框号

   • 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。

     

2. 页、页号

   • 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。

3. 操作系统对内存分配

   • 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。

4. 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（进程控制块）中

     

   • 问题1：每个页表项占多少字节？

     1. 重点：计算机中内存块的数量→页表项中块号至少占多少字节。

     2. 页号不占字节，类似数组，下标隐含。

     3. 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。

     4. 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。

        

   • 问题2：如何实现地址的转换？

     1. 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

        

        • 子问题：如何确定一个逻辑地址对应的页号、页内偏移量？

          

5. 逻辑地址结构

   • 页面大小<—>页内偏移量位数—>逻辑地址结构

     

6. 基本地址变换机构

   1. 页表寄存器的作用

      • 存放页表起始地址；
      • 存放页表长度。

   2. 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（第一次访问内存：查页表）；

      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. 访问物理内存对应的内存单元（第二次访问内存：访问日标内存单元）；

      6. 详细可见**《计算机组成原理》 第4章存储系统的 虚拟存储器**。

         

   3. 其他细节

      • 页内偏移量位数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。

7. 具有快表的地址变换机构

   1. 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。
      • 

   2. 地址变换过程

      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. ②如果找到匹配的页号，说明要访问的页表页在快表中有副本，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里地址，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。

      3. ③如果没有找到匹配的页号，则需要访问内字中的页表，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玲里地址，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）。

      4. 由于查询快表的速度比查询页表的速度快很多，因此只要快表命中，就可以节省很多时间。因为局部性原理，一般来说快表的命中率可以达到90%以上。

         

   3. 快表和慢表同时查询

      

   4. 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有可能再次执行；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）

      • 由于局部性原理，可能连续很多次查到的都是同一个页表项

   5. 总结

      

      TLB 和 普通 Cache 的区别：TLB 中只有页表项的副本，而普通 Cache 中可能会有其他各种数据的副本。

8. 两级页表

   1. 为了解决单级页表的两个问题

      • 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；
      • 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。

   2. 两级页表的原理、地址结构

      

      页目录表

      

   3. 如何实现地址变换

      

   4. 访问页面时才将页面调入内存（虚拟存储技术），可以在页表项增加一个标志位，用于表示该页面是否已经调入内存，若访问的页面不在内存中，则产生缺页中断（内中断），然后将目标页面从外存调入内存。

      

   5. 细节1、2

      • 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。
      

②基本分段存储管理

1. 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；
   • 内存分配规则：以段为单位进行分配，每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻。
   • 
   • 

2. 段表

   • 程序分多个段，各段离散地装入内存，为了保证程序能正常运行，就必须能从物理内存中找到各个逻辑段的存放位置。为此，需为每个进程建立一张段映射表，简称“段表”。

     

3. 地址变换

   • 

4. 分段、分页管理的对比

   1. 页是信息的物理单位。分页的主要目的是为实现离散分配，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；

   2. 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。一个段通常包含着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；

   3. 页的大小固定且由系统决定。段的长度却不定，决定于用户编写的程序；

   4. 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；

   5. 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。

      

5. 分段比分页更容易实现信息的共享和保护

   

6. 分页（单级页表）和分段都是需要两次访存

   • 分页：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。总共两次访存；
   • 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。总共两次访存；
   • 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 **，加快地址变换速度。

③段页式存储管理

结合分页管理和分段管理的优点，解决两者的缺点

段页式管理的逻辑地址结构

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

​ 在上述例子中，若系统是按字节寻址的，则段号占16位，因此在该系统中，每个进程最多有2¹⁶=64K个段，页号占4位，因此每个段最多有2⁴=16页，页内偏移量占12位，因此每个页面\每个内存块大小为2¹²=4096=4KB。

“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

1. 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。
2. 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。
3. 每个页表项长度相等，页号是隐含的。

逻辑地址转换为物理地址的流程

• 注意：需要进行两次比较
  1. 段号与段表寄存器中的段长度进行比较，检查是否越界；
  2. 根据段表中记录的页表长度，检查页号是否越界。

6、虚拟内存技术

1）传统存储管理方式的特征、缺点

1. 一次性：作业数据必须一次性全部调入内存；
2. 驻留性：作业数据在整个运行期间都会常驻内存。

虚拟内存技术是局部性原理和高速缓存技术进一步应用发展

2）虚拟内存的定义和特征

1. 程序不需全部装入即可运行，运行时根据需要动态调入数据，若内存不够，还需换出一些数据；
2. 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：无需在作业运行时一直常驻内存，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。

3）虚拟内存技术的实现

1. 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（请求调页功能）
2. 内存空间不够时，将内存中暂时用不到的信息换出到外存（页面置换功能）
3. 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
4. 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。

​ 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（操作系统要提供==请求调页（或请求调段）功能），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（操作系统要提供页面置换（或段置换）==的功能）。

7、请求分页算法

1）页表机制

在基本分页的基础上增加了几个表项

1. 状态位：表示页面是否已在内存中；
2. 访问字段：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；
3. 修改位：表示页面调入内存后是否被修改过，只有修改过的页面才需在置换时写回外存；
4. 外存地址：页面在外存中存放的位置。

2）缺页中断机构

1. 找到页表项后检查页面是否已在内存，若没在内存，产生缺页中断；
2. 缺页中断处理中，需要将目标页面调入内存，有必要时还要换出页面；
3. 缺页中断属于内中断，属于内中断中的“故障"，即可能被系统修复的异常；
4. 一条指令在执行过程中可能产生多次缺页中断。

3）地址变换机构

与基本分页不同的地方

1. 找到页表项是需要检查页面是否在内存中；
2. 若页面不再内存中，需要请求调页；
3. 若内存空间不够，还需换出页面；
4. 页面调入内存后，需要修改相应页表项。

8、页面置换算法

整体概览

​ 请求分页存储管理与基本分页存储管理的主要区别：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。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（用页面置换算法决定应该换出哪个页面）。

​ 页面的换入、换出需要磁盘I/0，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。

1）最佳置换算法（OPT）

​ 最佳置换算法（OPT，Optimal）：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。

2）先进先出置换算法（FIFO）

​ 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。

会产生Belady异常，实现简单，算法性能差。

3）最近最久未使用置换算法（LRU）

​ 最近最久未使用置换算法（LRU，least recently used）：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。

4）时钟置换算法（CLOCK）

​ 时钟置换算法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：

1. 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。
2. 当某页被访问时，其访问位置为1。
3. 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。
4. 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）。

5）改进型的时钟置换算法

​ 在简单CLOCK算法的基础上，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。这就是改进型的时钟置换算法的思想。

​ 修改位=1，表示页面被修改过；修改位=0，表示页面没有被修改过；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
  1. 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）
  2. 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）
  3. 第三轮：若第二轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个(0,0)的用于替换。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）
  4. 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）
  5. 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。

9、页面分配策略

1）驻留集

驻留集：指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，资源利用率降低。所以应该选择一个合适的驻留集大小。

2）页面分配、置换策略

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：先为每个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：可以将操作系统保密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。

①固定分配局部置换

​ 固定分配局部置换：系统为每个进程分配一定数量的物理块，在整个运行期间都不改变。若进程在运行中发生缺页，则只能从该进程在内存中的页面中选出一页换出，然后再调入需要的页面。这种策略的缺点是：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）

②可变分配全局置换

​ 可变分配全局置换：刚开始会为每个进程分配一定数量的物理块。操作系统会保持一个空闲物理块队列。当某进程发生缺页时，从空闲物理块中取出一块分配给该进程；若已无空闲物理块，则可选择一个未锁定的页面换出外存，再将该物理块分配给缺页的进程。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。

系统会锁定一些页面，这些页面中的内容不能置换出外存（如：重要的内核数据可以设为“锁定”）

③可变分配局部置换

​ 可变分配局部置换：刚开始会为每个进程分配一定数量的物理块。当某进程发生缺页时，只允许从该进程自己的物理块中选出一个进行换出外存。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，如果进程在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。

可变分配全局置换：只要缺页就给分配新物理块；

可变分配局部置换：要根据发生缺页的频率来动态地增加或减少进程的物理块。

3）调入页面的时机

1. 预调页策略：根据局部性原理（主要指空间局部性），一次调入若于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到的页面，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；（运行前调入）
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。（运行时调入）

4）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，下次需要时再从对换区调入；

   

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，都可从文件区调若被使用过的页面需要换出，则写回对换食下次需要时从对换区调入。

   

5）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）。

​ 为了研究为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。

6）工作集

工作集：指在某段时间间隔里，进程实际访问页面的集合。

10、内存映射文件

1）内存映射文件概念

内存映射文件（Memory-Mapped Files）：操作系统向上层程序员提供的功能（系统调用）

1. 方便程序员访问文件数据
2. 方便多个进程共享同一个文件

2）传统的文件访问方式

1. open系统调用——打开文件
2. seek系统调用——将读写指针移到某个位置
3. read系统调用——从读写指针所指位置读入若干数据（从磁盘读入内存）
4. write系统调用——将内存中的指定数据，写回磁盘（根据读写指针确定要写回什么位置）

3）内存映射文件的原理和作用

1. open系统调用——打开文件
2. mmap系统调用——将文件映射到进程的虚拟地址空间
   • 以访问内存的方式访问文件数据
   • 文件数据的读入、写出由操作系统自动完成
   • 进程关闭文件时，操作系统自动将文件被修改的数据写回磁盘

多个进程可以映射同一个文件，实现**共享**

4）内存映射文件特性和优点

①特性

1. 进程可使用系统调用，请求操作系统将文件映射到进程的虚拟地址空间
2. 以访问内存的方式读写文件
3. 进程关闭文件时，操作系统负责将文件数据写回磁盘，并解除内存映射
4. 多个进程可以映射同一个文件，方便共享

②优点

1. 程序员编程更简单，已建立映射的文件，只需按访问内存的方式读写即可
2. 文件数据的读入/写出完全由操作系统负责，I/O效率可以由操作系统负责优化
   • 例如：预读入、缓写出等