一言
世界是一场空虚的宇宙,有时候仍像是一个梦。——少女诗人小冰
操作系统笔记:第四章:存储管理

4.1内存的前置知识

内存:也称主存,是指CPU能直接存取指令和数据的存储器。

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。(编译时产生绝对地址)

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)。(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。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。(运行时将逻辑地址转换为物理地址,需要设置重定位寄存器)

4.2内存管理的概念

内存管理也就是操作系统对内存需要提供的功能

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4.3传统存储管理方式

1.连续分配管理方式

单一连续分配:在单一连续分配方式中,

  • 概念:内存被分为系统区用户区。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(内存利用不充分);存储器利用率极低。

    固定分区分配

    • 概念:将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区,在每个分区中只装入一道作业

    • 分区大小相等:缺乏灵活性,但是适用于控制多个相同对象的场合

    • 分区大小不等:增加灵活性,可以满足不同大小的进程需求

    • 优点:实现简单,无外部碎片

    • 缺点:

      • 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:

      • 会产生内部碎片,内存利用率低。

    动态分区分配

    • 概念: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

    • 用到的数据结构:

      • 空闲分区表

      • 空闲分区链

    • 动态分区分配算法(当很多空闲分区都能满足需求时,应选择哪个分区进行分配?)

      • 首次适应算法(First Fit)

        • 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。

        • 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。

      • 最佳适应算法(Best Fit)

        • 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。

        • 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。

        • 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。

      • 最坏适应算法(Worst Fit):

        • 思想:为了解决最佳适应算法的问题一一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。

        • 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。

        • 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(Next Fit)

        • 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。

        • 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。

        • 缺点: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)

    • 回收分区时的四种情况:(总之,要合并相邻的空闲分区)

      • 回收区之后有相邻的空闲分区

      • 回收区之前有相邻的空闲分区

      • 回收区前、后都有相邻的空闲分区

      • 回收区前、后都没有相邻的空闲分区

    • 缺点:没有内部碎片有外部碎片(指内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用,也就是说,本来内存空闲空间的总和是可以满足进程的要求的,但是不是一块连续的内存空间,因此不能满足进程需求.) 可以通过"紧凑"的技术解决外部碎片

    2.非连续分配管理方式

    基本分页存储管理

    • 页框: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。

    • 数据结构:页表

      • 页号是隐含的,不占用物理空间

      • 例: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=212B
        →4GB的内存总共会被分为2^32/2^12=2^20个内存块
        →内存块号的范围应该是0~2^20-1
        →内存块号至少要用20bit来表示
        →至少要用3B来表示块号(38=24bit)
        →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

    • 如何实现地址的转换

    • 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
      ②找到P号页面在内存中的起始地址(需要查页表)P=块号✖️页面大小
      ③确定逻辑地址A的“页内偏移量”W
      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

      页号=逻辑地址/页面长度(取除法的整数部分)

      通过页号查询表可以知道p号页面在内存中的起始地址,i号内存块的起始地址=i*内存块大小
      页内偏移量=逻辑地址%页面长度(取除法的余数部分)

    • 在计算机内部,地址是用二进制表示的如果页面大小刚好是2的整数幂,则计算机硬件可以很快速的把逻辑地址拆分成(页号,页内偏移量)

    • 例:逻辑地址4097,用二进制表示应该是00000000000000000001000000000001,页号=4097/4096=1=00000000000000000001,页内偏移量=4097%4096=1=000000000001

    • 结论:如果每个页面大小为2B,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,如果页面大小刚好是2的整数幂,则只需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

    • 基本地址变换机构

    • 基本概念通常会在系统中设置一个页表寄存器(PTR),存放页表在内存中的起始地址F和页表长度M。进程未执行时,页表的始址和页表长度放在进程控制块(PCB)中,当进程被调度时,操作系统内核会把它们放到页表寄存器中。

    • 作用:基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址

    • 步骤设页面大小为L,逻辑地址A到物理地址E的变换过程如下:

      1. 计算页号P和页内偏移量W(如果用十进制数手算,则P=A/L,W=A%L;但是在计算机实际运行时,逻辑地址结构是固定不变的,因此计算机硬件可以更快地得到二进制表示的页号、页内偏移量

      2. 比较页号P和页表长度M,若P≥M,则产生越界中断,否则继续执行。(注意:页号是从0开始的,而页表长度至少是1,因此P=M时也会越界

      3. 页表中页号P对应的页表项地址=页表起始地址F+页号P*页表项长度,取出该页表项内容b即为内存块号。(注意区分页表项长度、页表长度、页面大小的区别。页表长度指的是这个页表中总共有几个页表项,即总共有几个页;页表项长度指的是每个页表项占多大的存储空间:页面大小指的是一个页面占多大的存储空间)

      4. *计算E=b**L+W,用得到的物理地址E去访存。(如果内存块号、页面偏移量是用二进制表示的,那么把二者拼接起来就是最终的物理地址了)

    • 例题:若页面大小L为1K字节,页号2对应的内存块号b=8,将逻辑地址A=2500转换为物理地址E。等价描述:某系统按字节寻址,逻辑地址结构中,页内偏移量占10位 (表示一个页面的大小为2^10B=1kb),页号2对应的内存块号b=8,将逻辑地址A=2500转换为物理地址E。

      1. 计算页号、页内偏移量页号
        P=A/L=2500/1024=2;
        W=A%L=2500%1024=452

      2. P<W,所以没有越界.

      3. 内存块号b=8

      4. 所以物理地址E=bL+W=81024+425=8644

    • 具有快表的地址变换机构:

    • 快表: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。

      页表存放在内存中,使得CPU每次读取数据都要进行两次访问,为了提高速度,利用局部性原理,在寄存器中设置一张块表(TLB),先在快表中找,若未命中则去页表中查找,原理类似Cache。

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    • 两级页表

    • 现代计算机的逻辑地址空间非常大,这样的环境下使得页表必须非常大,每个进程的页表就要占用大量的空间,且还是连续的空间,不太现实。

    • 针对难以找到大的连续的内存空间存放页表的问题,可以将页表进行分页,形成二级页表,使得每个页面的大小与内存物理块大小相同,将其编号,然后离散地将各个页面存放在不同的物理块中,同时也要为离散后的页表再建立一张页表称为外层页表,记录页表页面的物理块号。

    基本分段存储管理

    • 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

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    • 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”

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    • 段表分为段号 段长和基址

    • 地址变换机构

    • 系统中的段表寄存器用于存放段表始地址和段表长度TL,进行地址变换时,系统将逻辑地址中的段号与段表长度TL进行比较,判断是否越界。若未越界,再检查段内地址d是否超出该段的段长SL,判断是否越界。

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    • 分段和分页管理的对比

    • 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。

    • 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。

    • 分段比分页更容易实现信息的共享和保护

    基本段页式存储管理

    • 分页和分段的优缺点分析

    • 分段+分页=段页式管理

    • 段页式系统的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

    • 页号位数决定了每个段最大有多少页

    • 页内偏移量决定了页面大小、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

    • 地址变换机构

4.4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

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。内存中分为一个“固定区”和若干个“覆盖区”。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

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. 磁盘空间一般分为:

    • 文件区:存放文件,追求存储空间的利用率,采取离散分配方式

    • 对换区:占磁盘空间的小部分,被换出的进程数据就放在对换区,因此对换区一般采用连续分配的方式,

    • 总之,对换区的I/O速度比文件区更快。

  2. 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。

  3. 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

  4. 注:PCB会常驻内存,不会换出外存

3.覆盖与交换的区别:

  • 覆盖在同一进程中

  • 交换在不同进程之间

4.虚拟存储技术

4.5虚拟内存技术

1.传统存储管理方式的特征和缺点

  • 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。

2.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,并且程序的指令也是顺序地在内存中存放的)

  • 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得多的内存,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

3.虚拟内存的定义和特征

1. 定义

具有请求调入功能和置换功能,能从逻辑上对内存容量加以扩充的一种存储器系统。其逻辑容量由内存和外存容量决定,运行速度接近内存速度,成本接近外存。

2. 特征

  • 多次性:一个作业中的程序和数据运行被分成多次调入内存运行,最重要的特征,使虚拟存储器具有从逻辑上扩大内存的功能。

  • 对换性:一个作业的程序和数据无需在作业运行时常驻内存,允许运行过程中进行换进、换出。

  • 虚拟性:能从逻辑上扩大内存容量,使得用户看到的内存容量远大于实际的内存容量。

虚拟性以多次性和对换性为基础,只有系统运行作业多次调入内存,并能将暂时不用的程序和内存从内存调出,才能实现虚拟存储器而多次性和对换性又建立在离散分配的基础上,即要使用分段存储或者分页管理。

3.实现

  • 操作系统要提供求调页(或请请求调段功能)

  • 操作系统要提供页面置换(或段置换)的功能

4.请求分页存储管理方式

本质就是在基本分页式存储管理的基础上,增加请求调页和页面置换的功能。

页表:

  • 状态位(存在位)P:用于指示该页是否调入内存,供程序访问时参考。

  • 访问字段A:记录本页在一段时间内被访问的次数,或记录本页最近已经多久未被访问。

  • 修改位M:标识该页在调入内存后是否被修改过,用于判断调出时是否需要更新外存对应的页。

  • 外存地址:指出该页在外存上的地址,通常是物理块号。

缺页中断机构

  1. 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

  2. 此时缺页的进程阻塞,放入阻塞队列,调页完成后再将其唤醒,放回就绪队列。

  3. 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,并修改页表中相应的页表项。

  4. 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

地址变换机构

页面置换算法

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。

理想化算法,无法实现

先进先出(FIFO)算法

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。

缺点:只有FIFO算法会产生Belady异常(Belady异常一一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。)。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。

在手动做题时,若需要淘汰页面,可以逆向检查此时在内存中的几个页面号。在逆向扫描过程中最后
一个出现的页号就是要淘汰的页面。

特点: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)

最佳置换算法性能最好,但无法实现:先进先出置换算法实现简单,但算法性能差:最近最久未使用
置换算法性能好,是最接近OPT算法性能的,但是实现起来需要专门的硬件支持,算法开销大。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,NotRecently 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)

简单点就是:

  • 为每页设置一个访问位,1表示访问过,0表示未被访问,所有页面用循环链表连接。

  • 当需要进行页面置换时,将指针顺时针遍历页面,如果访问位为1则将其变为0,直到遇到第一个访问位为0的页面,将其置换出去。

由于每次只能判断某个页面是否被访问过,,置换时将未使用过的页面置换出去,又把该算法称为最近未用算法(NRU)。

改进的Clock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/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。这就是改进型的时钟置换算法的思想。

实现方法是,增加一个修改位:修改位=0,表示页面没有被修改过;修改位=1,表示页面被修改过。

  • 第一轮先寻找访问位和修改位都为0的,找到则置换。

  • 第二轮找访问位为0,修改位为1的,同时将访问位为1的改为0

  • 如果还未找到,则重新寻找访问位和修改位为0的(因为部分页面的访问位在第三轮变为0了)

  • 还未找到则寻找访问位为0,修改位为1的,必然可以找到。

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。

  • 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

4.页面分配策略、抖动、工作集

页面分配、置换策略

  • 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: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。

  • 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。

  • 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)

  • 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;若己无空闲物理块,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。

  • 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

抖动现象

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
抖动,或颠簸。

产生抖动的主要原因

  • 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)

  • CPU的利用率太低

  • 多道程序度高

  • 内存不足

工作集

  • 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

  • 工作集:指在某段时间间隔里,进程实际访问页面的集合

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(๑•̀ㅁ•́ฅ)
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୧(๑•̀⌄•́๑)૭
٩(ˊᗜˋ*)و
(ノ°ο°)ノ
(´இ皿இ`)
⌇●﹏●⌇
(ฅ´ω`ฅ)
(╯°A°)╯︵○○○
φ( ̄∇ ̄o)
ヾ(´・ ・`。)ノ"
( ง ᵒ̌皿ᵒ̌)ง⁼³₌₃
(ó﹏ò。)
Σ(っ °Д °;)っ
( ,,´・ω・)ノ"(´っω・`。)
╮(╯▽╰)╭
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( ๑´•ω•) "(ㆆᴗㆆ)
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