OS- -內(nèi)存之頁(yè)面置換算法

文章目錄

• OS- -內(nèi)存之頁(yè)面置換算法
• • 一、內(nèi)存之頁(yè)面置換算法
  • • 1.最優(yōu)頁(yè)面置換算法
    • 2.最近未使用頁(yè)面置換算法
    • 3.先進(jìn)先出頁(yè)面置換算法
    • 4.第二次機(jī)會(huì)頁(yè)面置換算法
    • 5.時(shí)鐘頁(yè)面置換算法
    • 6.最近最少使用頁(yè)面置換算法(LRU)
    • 7.用軟件模擬LRU
    • 8.工作集頁(yè)面置換算法
    • 9.工作集時(shí)鐘頁(yè)面置換算法
    • 10.頁(yè)面置換算法小結(jié)

一、內(nèi)存之頁(yè)面置換算法

• 當(dāng)發(fā)生缺頁(yè)異常時(shí)，操作系統(tǒng)會(huì)選擇一個(gè)頁(yè)面進(jìn)行換出從而為新進(jìn)來(lái)的頁(yè)面騰出空間。
• 如果要換出的頁(yè) 面在內(nèi)存中已經(jīng)被修改，那么必須將其寫(xiě)到磁盤(pán)中以使磁盤(pán)副本保持最新?tīng)顟B(tài)。如果頁(yè)面沒(méi)有被修改 過(guò)，并且磁盤(pán)中的副本也已經(jīng)是最新的，那么就不需要進(jìn)行重寫(xiě)。那么就直接使用調(diào)入的頁(yè)面覆蓋需 要移除的頁(yè)面就可以了。
• 當(dāng)發(fā)生缺頁(yè)中斷時(shí)，雖然可以隨機(jī)的選擇一個(gè)頁(yè)面進(jìn)行置換，但是如果每次都選擇一個(gè)不常用的頁(yè)面會(huì) 提升系統(tǒng)的性能。如果一個(gè)經(jīng)常使用的頁(yè)面被換出，那么這個(gè)頁(yè)面在短時(shí)間內(nèi)又可能被重復(fù)使用，那么 就可能會(huì)造成額外的性能開(kāi)銷(xiāo)

在關(guān)于頁(yè)面的主題上有很多頁(yè)面置換算法(page replacement algorithms),這些已經(jīng)從理論上和實(shí)踐上得到了證明。

• 需要指出的是，頁(yè)面置換問(wèn)題在計(jì)算機(jī)的其他領(lǐng)域中也會(huì)出現(xiàn)。例如，多數(shù)計(jì)算機(jī)把最近使用過(guò)的32 字節(jié)或者64字節(jié)的存儲(chǔ)塊保存在一個(gè)或多個(gè)高速緩存中。當(dāng)緩存滿的時(shí)候，一些塊就被選擇和移除。
• 這些塊的移除除了花費(fèi)時(shí)間較短外，這個(gè)問(wèn)題同頁(yè)面置換問(wèn)題完全一樣。之所以花費(fèi)時(shí)間較短，是因?yàn)?丟掉的高速緩存可以從內(nèi)存中獲取，而內(nèi)存沒(méi)有尋找磁道的時(shí)間也不存在旋轉(zhuǎn)延遲。
• 第二個(gè)例子是Web服務(wù)器。服務(wù)器會(huì)在內(nèi)存中緩存一些經(jīng)常使用到的Web頁(yè)面。然而，當(dāng)緩存滿了并 且已經(jīng)引用了新的頁(yè)面，那么必須決定退出哪個(gè)Web頁(yè)面。
• 在高速緩存中的Web頁(yè)面不會(huì)被修改。因 此磁盤(pán)中的Web頁(yè)面經(jīng)常是最新的，同樣的考慮也適用在虛擬內(nèi)存中。在虛擬系統(tǒng)中，內(nèi)存中的頁(yè)面 可能會(huì)修改也可能不會(huì)修改。

下面我們就來(lái)探討一下有哪些頁(yè)面置換算法。

1.最優(yōu)頁(yè)面置換算法

最優(yōu)的頁(yè)面置換算法很容易描述但在實(shí)際情況下很難實(shí)現(xiàn)。

• 它的工作流程如下：
• 在缺頁(yè)中斷發(fā)生時(shí)，這 些頁(yè)面將在下一條指令（包含該指令的頁(yè)面）上被引用。其他頁(yè)面則可能要到10、100或者1000 條指令后才會(huì)被訪問(wèn)。每個(gè)頁(yè)面都可以用在該頁(yè)首次被訪問(wèn)前所要執(zhí)行的指令數(shù)作為標(biāo)記。
• 最優(yōu)化的頁(yè)面算法表明應(yīng)該標(biāo)記最大的頁(yè)面。如果一個(gè)頁(yè)面在800萬(wàn)條指令內(nèi)不會(huì)被使用，另外一個(gè)頁(yè) 面在600萬(wàn)條指令內(nèi)不會(huì)被使用，則置換前一個(gè)頁(yè)面，從而把需要調(diào)入這個(gè)頁(yè)面而發(fā)生的缺頁(yè)中斷推 遲。

計(jì)算機(jī)也像人類(lèi)一樣，會(huì)把不愿意做的事情盡可能的往后拖。

• 這個(gè)算法最大的問(wèn)題時(shí)無(wú)法實(shí)現(xiàn)。當(dāng)缺頁(yè)中斷發(fā)生時(shí)，操作系統(tǒng)無(wú)法知道各個(gè)頁(yè)面的下一次將在什么時(shí) 候被訪問(wèn)。這種算法在實(shí)際過(guò)程中根本不會(huì)使用。

2.最近未使用頁(yè)面置換算法

• 為了能夠讓操作系統(tǒng)收集頁(yè)面使用信息，大部分使用虛擬地址的計(jì)算機(jī)都有兩個(gè)狀態(tài)位，R和M,來(lái)和 每個(gè)頁(yè)面進(jìn)行關(guān)聯(lián)。
• 每當(dāng)引用頁(yè)面（讀入或?qū)懭?#xff09;時(shí)都設(shè)置R,寫(xiě)入（即修改）頁(yè)面時(shí)設(shè)置M,這些 位包含在每個(gè)頁(yè)表項(xiàng)中，就像下面所示：
  
• 因?yàn)槊看卧L問(wèn)時(shí)都會(huì)更新這些位，因此由硬件來(lái)設(shè)置它們非常重要。一旦某個(gè)位被設(shè)置為1,就會(huì)一 直保持1直到操作系統(tǒng)下次來(lái)修改此位。
• 如果硬件沒(méi)有這些位，那么可以使用操作系統(tǒng)的缺頁(yè)中斷和時(shí)鐘中斷機(jī)制來(lái)進(jìn)行模擬。
• 當(dāng)啟動(dòng)一個(gè)進(jìn) 程時(shí)，將其所有的頁(yè)面都標(biāo)記為不在內(nèi)存；一旦訪問(wèn)任何一個(gè)頁(yè)面就會(huì)引發(fā)一次缺頁(yè)中斷，此時(shí)操作 系統(tǒng)就可以設(shè)置R位（在它的內(nèi)部表中），修改頁(yè)表項(xiàng)使其指向正確的頁(yè)面，并設(shè)置為READ ONLY 模式，然后重新啟動(dòng)引起缺頁(yè)中斷的指令。
• 如果頁(yè)面隨后被修改，就會(huì)發(fā)生另一個(gè)缺頁(yè)異常。從而允許操作系統(tǒng)設(shè)置M位并把頁(yè)面的模式設(shè)置為READ/WRITE。
• 可以用R位和M位來(lái)構(gòu)造一個(gè)簡(jiǎn)單的頁(yè)面置換算法：當(dāng)啟動(dòng)一個(gè)進(jìn)程時(shí)，操作系統(tǒng)將其所有頁(yè)面的兩 個(gè)位都設(shè)置為0。R位定期的被清零（在每個(gè)時(shí)鐘中斷）。用來(lái)將最近未引用的頁(yè)面和已引用的頁(yè)面分 開(kāi)。
• 當(dāng)出現(xiàn)缺頁(yè)中斷后，操作系統(tǒng)會(huì)檢查所有的頁(yè)面，并根據(jù)它們的R位和M位將當(dāng)前值分為四類(lèi)：
• ?第0類(lèi)：沒(méi)有引用R,沒(méi)有修改M
• ?第1類(lèi)：沒(méi)有引用R,已修改M
• ?第2類(lèi)：引用R,沒(méi)有修改M
• ?第3類(lèi)：已被訪問(wèn)R,已被修改M
• 盡管看起來(lái)好像無(wú)法實(shí)現(xiàn)第一類(lèi)頁(yè)面，但是當(dāng)?shù)谌?lèi)頁(yè)面的R位被時(shí)鐘中斷清除時(shí)，它們就會(huì)發(fā)生。時(shí)鐘中斷不會(huì)清除M位，因?yàn)樾枰@個(gè)信息才能知道是否寫(xiě)回磁盤(pán)中。清除R但不清除M會(huì)導(dǎo)致出現(xiàn) 一類(lèi)頁(yè)面。

• NRU（Not Recently Used）算法從編號(hào)最小的非空類(lèi)中隨機(jī)刪除一個(gè)頁(yè)面。
• 此算法隱含的思想是， 在一個(gè)時(shí)鐘內(nèi)（約20ms）淘汰一個(gè)已修改但是沒(méi)有被訪問(wèn)的頁(yè)面要比一個(gè)大量引用的未修改頁(yè)面好， NRU的主要優(yōu)點(diǎn)是易于理解并且能夠有效的實(shí)現(xiàn)。

3.先進(jìn)先出頁(yè)面置換算法

• 另一種開(kāi)銷(xiāo)較小的方式是使用FIF0（First-In,First-Out）算法，這種類(lèi)型的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)也適用在頁(yè) 面置換算法中。
• 由操作系統(tǒng)維護(hù)一個(gè)所有在當(dāng)前內(nèi)存中的頁(yè)面的鏈表，最早進(jìn)入的放在表頭，最新進(jìn)入 的頁(yè)面放在表尾。
• 在發(fā)生缺頁(yè)異常時(shí)，會(huì)把頭部的頁(yè)移除并且把新的頁(yè)添加到表尾。
• 還記得缺頁(yè)異常什么時(shí)候發(fā)生嗎？我們知道應(yīng)用程序訪問(wèn)內(nèi)存會(huì)進(jìn)行虛擬地址到物理地址的映 射，缺頁(yè)異常就發(fā)生在虛擬地址無(wú)法映射到物理地址的時(shí)候。因?yàn)閷?shí)際的物理地址要比虛擬地址 小很多，所以缺頁(yè)經(jīng)常會(huì)發(fā)生。
• 先進(jìn)先出頁(yè)面可能是最簡(jiǎn)單的頁(yè)面替換算法了。在這種算法中，操作系統(tǒng)會(huì)跟蹤鏈表中內(nèi)存中的所有 頁(yè)。

下面我們舉個(gè)例子看一下

• ?初始化的時(shí)候，沒(méi)有任何頁(yè)面，所以第一次的時(shí)候會(huì)檢查頁(yè)面1是否位于鏈表中，沒(méi)有在鏈表中，那么就是MISS ,頁(yè)面1進(jìn)入鏈表，鏈表的先進(jìn)先出的方向如圖所示。
• ?類(lèi)似的，第二次會(huì)先檢查頁(yè)面2是否位于鏈表中，沒(méi)有在鏈表中，那么頁(yè)面2進(jìn)入鏈表，狀態(tài)為 MISS ,依次類(lèi)推。
• ?我們來(lái)看第四次，此時(shí)的鏈表為12 3,第四次會(huì)檢查頁(yè)面2是否位于鏈表中，經(jīng)過(guò)檢索后， 發(fā)現(xiàn)2在鏈表中，那么狀態(tài)就是HIT ,并不會(huì)再進(jìn)行入隊(duì)和出隊(duì)操作，第五次也是一樣的。
• ?下面來(lái)看第六次，此時(shí)的鏈表還是12 3,因?yàn)橹皼](méi)有執(zhí)行進(jìn)入鏈表操作，頁(yè)面5會(huì)首先進(jìn) 行檢查，發(fā)現(xiàn)鏈表中沒(méi)有頁(yè)面5,則執(zhí)行頁(yè)面5的進(jìn)入鏈表操作，頁(yè)面2執(zhí)行出鏈表的操作，執(zhí) 行完成后的鏈表順序?yàn)?35。

4.第二次機(jī)會(huì)頁(yè)面置換算法

• 我們上面學(xué)到的FIFO鏈表頁(yè)面有個(gè)缺陷，那就是出鏈和入鏈并不會(huì)進(jìn)行check檢查，這樣就會(huì)容 易把經(jīng)常使用的頁(yè)面置換出去(無(wú)法顯示熱點(diǎn)數(shù)據(jù))
• 為了避免這一問(wèn)題，我們對(duì)該算法做一個(gè)簡(jiǎn)單的修改：我們檢查最老頁(yè) 面的R位，如果是0,那么這個(gè)頁(yè)面就是最老的而且沒(méi)有被使用，那么這個(gè)頁(yè)面就會(huì)被立刻換出。
• 如果R位是1,那么就清除此位，此頁(yè)面會(huì)被放在鏈表的尾部，修改它的裝入時(shí)間就像剛放進(jìn)來(lái)的一 樣。然后繼續(xù)搜索。
• 這種算法叫做 第二次機(jī)會(huì)(second chance)算法，就像下面這樣，我們看到頁(yè)面A到H保留在鏈表 中，并按到達(dá)內(nèi)存的時(shí)間排序。
  
• a）按照先進(jìn)先出的方法排列的頁(yè)面；
• b）在時(shí)刻20處發(fā)生缺頁(yè)異常中斷并且A的R位已經(jīng)設(shè)置時(shí)的 頁(yè)面鏈表。
• 假設(shè)缺頁(yè)異常發(fā)生在時(shí)刻20處，這時(shí)最老的頁(yè)面是A ,它是在0時(shí)刻到達(dá)的。如果A的R位是03 那么它將被淘汰出內(nèi)存，或者把它寫(xiě)回磁盤(pán)（如果它已經(jīng)被修改過(guò)），或者只是簡(jiǎn)單的放棄（如果它是 未被修改過(guò)）。
• 另一方面，如果它的R位已經(jīng)設(shè)置了，則將A放到鏈表的尾部并且重新設(shè)置裝入時(shí)間 為當(dāng)前時(shí)刻（20處），然后清除R位。然后從B頁(yè)面開(kāi)始繼續(xù)搜索合適的頁(yè)面。
• 尋找第二次機(jī)會(huì)的是在最近的時(shí)鐘間隔中未被訪問(wèn)過(guò)的頁(yè)面。如果所有的頁(yè)面都被訪問(wèn)過(guò)，該算法就會(huì) 被簡(jiǎn)化為單純的FIFO算法。
• 具體來(lái)說(shuō)，假設(shè)圖a中所有頁(yè)面都設(shè)置了 R位。操作系統(tǒng)將頁(yè)面依次 移到鏈表末尾，每次都在添加到末尾時(shí)清除R位。
• 最后，算法又會(huì)回到頁(yè)面A,此時(shí)的R位已經(jīng)被清 除，那么頁(yè)面A就會(huì)被執(zhí)行出鏈處理，因此算法能夠正常結(jié)束。

5.時(shí)鐘頁(yè)面置換算法

• 即使上面提到的第二次頁(yè)面置換算法也是一種比較合理的算法，但它經(jīng)常要在鏈表中移動(dòng)頁(yè)面，既降低 了效率，而且這種算法也不是必須的。
• 一種比較好的方式是把所有的頁(yè)面都保存在一個(gè)類(lèi)似鐘面的環(huán)形 鏈表中，一個(gè)表針指向最老的頁(yè)面。

如下圖所示：

• 當(dāng)缺頁(yè)錯(cuò)誤出現(xiàn)時(shí)，算法首先檢查表針指向的頁(yè)面，如果它的R位是。就淘汰該頁(yè)面，并把新的頁(yè)面插入到這個(gè)位置，然后把表針向前移動(dòng)一位；如果R位是1就清除R位并把表針前移一個(gè)位置。重復(fù)這個(gè)過(guò)程直到找到了一個(gè)R位為0的頁(yè)面位置。

了解這個(gè)算法的工作方式，就明白為什么它被稱(chēng)為 時(shí) 鐘(clokc)算法了。

6.最近最少使用頁(yè)面置換算法(LRU)

• 最近最少使用頁(yè)面置換算法的一個(gè)解釋會(huì)是下面這樣：在前面幾條指令中頻繁使用的頁(yè)面和可能在后面 的幾條指令中被使用。
• 反過(guò)來(lái)說(shuō)，已經(jīng)很久沒(méi)有使用的頁(yè)面有可能在未來(lái)一段時(shí)間內(nèi)仍不會(huì)被使用。這 個(gè)思想揭示了一個(gè)可以實(shí)現(xiàn)的算法：在缺頁(yè)中斷時(shí)，置換未使用時(shí)間最長(zhǎng)的頁(yè)面。這個(gè)策略稱(chēng)為 LRU(Least Recently Used),最近最少使用頁(yè)面置換算法。
• 雖然LRU在理論上是可以實(shí)現(xiàn)的，但是從長(zhǎng)遠(yuǎn)看來(lái)代價(jià)比較高。為了完全實(shí)現(xiàn)LRU,會(huì)在內(nèi)存中維護(hù) —個(gè)所有頁(yè)面的鏈表，最頻繁使用的貞位于表頭，最近最少使用的貞位于表尾。
• 困難的是在每次內(nèi)存引 用時(shí)更新整個(gè)鏈表。在鏈表中找到一個(gè)頁(yè)面，刪除它，然后把它移動(dòng)到表頭是一個(gè)非常耗時(shí)的操作，即 使使用硬件來(lái)實(shí)現(xiàn)也是一樣的費(fèi)時(shí)。
• 然而，還有其他方法可以通過(guò)硬件實(shí)現(xiàn)LRU。讓我們首先考慮最簡(jiǎn)單的方式。這個(gè)方法要求硬件有一個(gè) 64位的計(jì)數(shù)器，它在每條指令執(zhí)行完成后自動(dòng)加1,每個(gè)頁(yè)表必須有一個(gè)足夠容納這個(gè)計(jì)數(shù)器值的域。
• 在每次訪問(wèn)內(nèi)存后，將當(dāng)前的值保存到被訪問(wèn)頁(yè)面的頁(yè)表項(xiàng)中。一旦發(fā)生缺頁(yè)異常，操作系統(tǒng)就檢查所 有頁(yè)表項(xiàng)中計(jì)數(shù)器的值，找到值最小的一個(gè)頁(yè)面，這個(gè)頁(yè)面就是最少使用的頁(yè)面。

7.用軟件模擬LRU

• 盡管上面的LRU算法在原則上是可以實(shí)現(xiàn)的，但是很少有機(jī)器能夠擁有那些特殊的硬件。
• 上面是硬件 的實(shí)現(xiàn)方式，那么現(xiàn)在考慮要用軟件來(lái)實(shí)現(xiàn)LRU。一種可以實(shí)現(xiàn)的方案是NFU(Not Frequently Used,最不常用）算法。
• 它需要一個(gè)軟件計(jì)數(shù)器來(lái)和每個(gè)頁(yè)面關(guān)聯(lián)，初始化的時(shí)候是0。在每個(gè)時(shí)鐘中 斷時(shí)，操作系統(tǒng)會(huì)瀏覽內(nèi)存中的所有頁(yè)，會(huì)將每個(gè)頁(yè)面的R位（0或1）加到它的計(jì)數(shù)器上。
• 這個(gè)計(jì)數(shù) 器大體上跟蹤了各個(gè)頁(yè)面訪問(wèn)的頻繁程度。當(dāng)缺頁(yè)異常出現(xiàn)時(shí)，則置換計(jì)數(shù)器值最小的頁(yè)面。
• NFU最主要的問(wèn)題是它不會(huì)忘記任何東西，想一下是不是這樣？例如，在一個(gè)多次（掃描）的編譯器 中，在第一遍掃描中頻繁使用的頁(yè)面會(huì)在后續(xù)的掃描中也有較高的計(jì)數(shù)。
• 事實(shí)上，如果第一次掃描的執(zhí) 行時(shí)間恰好是各次掃描中最長(zhǎng)的，那么后續(xù)遍歷的頁(yè)面的統(tǒng)計(jì)次數(shù)總會(huì)比第一次頁(yè)面的統(tǒng)計(jì)次數(shù)小。 結(jié)果是操作系統(tǒng)將置換有用的頁(yè)面而不是不再使用的頁(yè)面。
• 幸運(yùn)的是只需要對(duì)NFU做一個(gè)簡(jiǎn)單的修改就可以讓它模擬LRU,這個(gè)修改有兩個(gè)步驟:
• ?首先，在R位被添加進(jìn)來(lái)之前先把計(jì)數(shù)器右移一位；
• ?第二步，R位被添加到最左邊的位而不是最右邊的位。

修改以后的算法稱(chēng)為老化Caging）算法，下圖解釋了老化算法是如何工作的：

• 我們假設(shè)在第一個(gè)時(shí)鐘周期內(nèi)頁(yè)面0-5的R位依次是1, 0, 1, 0, 1, 1,（也就是頁(yè)面0是1,頁(yè) 面1是0,頁(yè)面2是1這樣類(lèi)推）。
• 也就是說(shuō)，在0個(gè)時(shí)鐘周期到1個(gè)時(shí)鐘周期之間，0, 2, 4, 5 都被引用了，從而把它們的R位設(shè)置為1,剩下的設(shè)置為0。
• 在相關(guān)的六個(gè)計(jì)數(shù)器被右移之后R位被 添加到 左側(cè)，就像上圖中的a。剩下的四列顯示了接下來(lái)的四個(gè)時(shí)鐘周期內(nèi)的六個(gè)計(jì)數(shù)器變化。

• CPU正在以某個(gè)頻率前進(jìn)，該頻率的周期稱(chēng)為時(shí)鐘滴答或時(shí)鐘周期。
• 一個(gè)10OMhz的處理器每 秒將接收100,000,000個(gè)時(shí)鐘滴答。

• 當(dāng)缺頁(yè)異常出現(xiàn)時(shí)，將置換（就是移除）計(jì)數(shù)器值最小的頁(yè)面。如果一個(gè)頁(yè)面在前面4個(gè)時(shí)鐘周期內(nèi) 都沒(méi)有被訪問(wèn)過(guò)，那么它的計(jì)數(shù)器應(yīng)該會(huì)有四個(gè)連續(xù)的0,因此它的值肯定要比前面3個(gè)時(shí)鐘周期內(nèi) 都沒(méi)有被訪問(wèn)過(guò)的頁(yè)面的計(jì)數(shù)器小。

這個(gè)算法與LRU算法有兩個(gè)重要的區(qū)別：看一下上圖中的e ,第三列和第五列

• 它們?cè)趦蓚€(gè)時(shí)鐘周期內(nèi)都沒(méi)有被訪問(wèn)過(guò)，在此之前的時(shí)鐘周期內(nèi)都引用了兩個(gè)頁(yè)面。
• 根據(jù)LRU算法， 如果需要置換的話，那么應(yīng)該在這兩個(gè)頁(yè)面中選擇一個(gè)。那么問(wèn)題來(lái)了，我萌應(yīng)該選擇哪個(gè)？
• 現(xiàn)在的問(wèn) 題是我們不知道時(shí)鐘周期1到時(shí)鐘周期2內(nèi)它們中哪個(gè)頁(yè)面是后被訪問(wèn)到的。因?yàn)樵诿總€(gè)時(shí)鐘周期內(nèi) 只記錄了一位，所以無(wú)法區(qū)分在一個(gè)時(shí)鐘周期內(nèi)哪個(gè)頁(yè)面最早被引用，哪個(gè)頁(yè)面是最后被引用的。
• 因 此，我們能做的就是置換頁(yè)面3 ,因?yàn)轫?yè)面3在周期0-1內(nèi)都沒(méi)有被訪問(wèn)過(guò)，而頁(yè)面5卻被引用 過(guò)。
• LRU與老化之前的第2個(gè)區(qū)別是，在老化期間，計(jì)數(shù)器具有有限數(shù)量的位(這個(gè)例子中是8位)，這 就限制了以往的訪問(wèn)記錄。
• 如果兩個(gè)頁(yè)面的計(jì)數(shù)器都是0,那么我們可以隨便選擇一個(gè)進(jìn)行置換。實(shí)際 上，有可能其中一個(gè)頁(yè)面的訪問(wèn)次數(shù)實(shí)在9個(gè)時(shí)鐘周期以前，而另外一個(gè)頁(yè)面是在1000個(gè)時(shí)鐘周期之 前，但是我們卻無(wú)法看到這些。
• 在實(shí)際過(guò)程中，如果時(shí)鐘周期是20 ms, 8位一般是夠用的。所以我們 經(jīng)常拿20 ms來(lái)舉例。

8.工作集頁(yè)面置換算法

• 在最單純的分頁(yè)系統(tǒng)中，剛啟動(dòng)進(jìn)程時(shí)，在內(nèi)存中并沒(méi)有頁(yè)面。此時(shí)如果CPU嘗試匹配第一條指令，就會(huì)得到一個(gè)缺貞異常，使操作系統(tǒng)裝入含有第一條指令的頁(yè)面。
• 其他的錯(cuò)誤比如全局變量和堆棧 引起的缺貞異常通常會(huì)緊接著發(fā)生。一段時(shí)間以后，進(jìn)程需要的大部分頁(yè)面都在內(nèi)存中了，此時(shí)進(jìn)程開(kāi) 始在較少的缺頁(yè)異常環(huán)境中運(yùn)行。這個(gè)策略稱(chēng)為請(qǐng)求調(diào)頁(yè)(demand paging),因?yàn)轫?yè)面是根據(jù)需要被 調(diào)入的，而不是預(yù)先調(diào)入的。
• 在一個(gè)大的地址空間中系統(tǒng)的讀所有的頁(yè)面，將會(huì)造成很多缺貞異常，因此會(huì)導(dǎo)致沒(méi)有足夠的內(nèi)存來(lái)容 納這些頁(yè)面。
• 不過(guò)幸運(yùn)的是，大部分進(jìn)程不是這樣工作的，它們都會(huì)以局部性方式(locality of reference)來(lái)訪問(wèn)，這意味著在執(zhí)行的任何階段，程序只引用其中的一小部分。
• 一個(gè)進(jìn)程當(dāng)前正在使用的頁(yè)面的集合稱(chēng)為它的 工作集(working set),如果整個(gè)工作集都在內(nèi)存中， 那么進(jìn)程在運(yùn)行到下一運(yùn)行階段(例如，編譯器的下一遍掃面)之前，不會(huì)產(chǎn)生很多缺貞中斷。
• 如果內(nèi) 存太小從而無(wú)法容納整個(gè)工作集，那么進(jìn)程的運(yùn)行過(guò)程中會(huì)產(chǎn)生大量的缺頁(yè)中斷，會(huì)導(dǎo)致運(yùn)行速度也會(huì) 變得緩慢。
• 因?yàn)橥ǔＶ恍枰獛准{秒就能執(zhí)行一條指令，而通常需要十毫秒才能從磁盤(pán)上讀入一個(gè)頁(yè)面。 如果一個(gè)程序每10 ms只能執(zhí)行一到兩條指令，那么它將需要很長(zhǎng)時(shí)間才能運(yùn)行完。如果只是執(zhí)行幾條指令就會(huì)產(chǎn)生中斷，那么就稱(chēng)作這個(gè)程序產(chǎn)生了顛簸(thrashing)。
• 在多道程序的系統(tǒng)中，通常會(huì)把進(jìn)程移到磁盤(pán)上(即從內(nèi)存中移走所有的頁(yè)面)，這樣可以讓其他進(jìn)程 有機(jī)會(huì)占用CPU。
• 有一個(gè)問(wèn)題是，當(dāng)進(jìn)程想要再次把之前調(diào)回磁盤(pán)的頁(yè)面調(diào)回內(nèi)存怎么辦？從技術(shù)的 角度上來(lái)講，并不需要做什么，此進(jìn)程會(huì)一直產(chǎn)生缺頁(yè)中斷直到它的工作集 被調(diào)回內(nèi)存。
• 然后，每次 裝入一個(gè)進(jìn)程需要20、100甚至1000次缺頁(yè)中斷，速度顯然太慢了，并且由于CPU需要幾毫秒時(shí)間 處理一個(gè)缺頁(yè)中斷，因此由相當(dāng)多的CPU時(shí)間也被浪費(fèi)了。
• 因此，不少分頁(yè)系統(tǒng)中都會(huì)設(shè)法跟蹤進(jìn)程的工作集，確保這些工作集在進(jìn)程運(yùn)行時(shí)被調(diào)入內(nèi)存。這個(gè)方 法叫做工作集模式(working set model)
• 它被設(shè)計(jì)用來(lái)減少缺頁(yè)中斷的次數(shù)的。在進(jìn)程運(yùn)行前首 先裝入工作集頁(yè)面的這一個(gè)過(guò)程被稱(chēng)為 預(yù)先調(diào)頁(yè)(prepaging),工作集是隨著時(shí)間來(lái)變化的。
• 根據(jù)研究表明，大多數(shù)程序并不是均勻的訪問(wèn)地址空間的，而訪問(wèn)往往是集中于一小部分頁(yè)面。一次內(nèi) 存訪問(wèn)可能會(huì)取出一條指令，也可能會(huì)取出數(shù)據(jù)，或者是存儲(chǔ)數(shù)據(jù)。
• 在任一時(shí)刻t,都存在一個(gè)集合， 它包含所喲歐最近k次內(nèi)存訪問(wèn)所訪問(wèn)過(guò)的頁(yè)面。這個(gè)集合w(k,t)就是工作集。因?yàn)樽罱黭=1次 訪問(wèn)肯定會(huì)訪問(wèn)最近k>1次訪問(wèn)所訪問(wèn)過(guò)的頁(yè)面，所以w(k,t)是k的單調(diào)遞減函數(shù)。
• 隨著k的增 大，w(k,t)是不會(huì)無(wú)限變大的，因?yàn)槌绦虿豢赡茉L問(wèn)比所能容納頁(yè)面數(shù)量上限還多的頁(yè)面。
  
• 事實(shí)上大多數(shù)應(yīng)用程序只會(huì)任意訪問(wèn)一小部分頁(yè)面集合，但是這個(gè)集合會(huì)隨著時(shí)間而緩慢變化，所以為 什么一開(kāi)始曲線會(huì)快速上升而k較大時(shí)上升緩慢。
• 為了實(shí)現(xiàn)工作集模型，操作系統(tǒng)必須跟蹤哪些頁(yè)面在 工作集中。一個(gè)進(jìn)程從它開(kāi)始執(zhí)行到當(dāng)前所實(shí)際使用的CPU時(shí)間總數(shù)通常稱(chēng)作當(dāng)前實(shí)際運(yùn)行時(shí)間。
• 進(jìn)程的工作集可以被稱(chēng)為在過(guò)去的t秒實(shí)際運(yùn)行時(shí)間中它所訪問(wèn)過(guò)的頁(yè)面集合。
• 下面來(lái)簡(jiǎn)單描述一下工作集的頁(yè)面置換算法，基本思路就是找出一個(gè)不在工作集中的頁(yè)面并淘汰它。

下 面是一部分機(jī)器頁(yè)表：

• 因?yàn)橹挥心切┰趦?nèi)存中的頁(yè)面才可以作為候選者被淘汰，所以該算法忽略了那些不在內(nèi)存中的頁(yè)面。
• 每 個(gè)表項(xiàng)至少包含兩條信息：上次使用該頁(yè)面的近似時(shí)間和R （訪問(wèn)）位。空白的矩形表示該算法不需要其他字段，例如頁(yè)框數(shù)量、保護(hù)位、修改位。
• 算法的工作流程如下：
• 假設(shè)硬件要設(shè)置R和M位。同樣的，在每個(gè)時(shí)鐘周期內(nèi)，一個(gè)周期性的時(shí)鐘中 斷會(huì)使軟件清除Referenced（引用）位。在每個(gè)缺貞異常，頁(yè)表會(huì)被掃描以找出一個(gè)合適的頁(yè)面把它 置換。
• 隨著每個(gè)頁(yè)表項(xiàng)的處理，都需要檢查R位。如果R位是1,那么就會(huì)將當(dāng)前時(shí)間寫(xiě)入頁(yè)表項(xiàng)的 上次使 用時(shí)間域，表示的意思就是缺貞異常發(fā)生時(shí)頁(yè)面正在被使用。因?yàn)轫?yè)面在當(dāng)前時(shí)鐘周期內(nèi)被訪問(wèn)過(guò)，那 么它應(yīng)該出現(xiàn)在工作集中而不是被刪除（假設(shè)t是橫跨了多個(gè)時(shí)鐘周期）。
• 如果R位是0,那么在當(dāng)前的時(shí)鐘周期內(nèi)這個(gè)頁(yè)面沒(méi)有被訪問(wèn)過(guò)，應(yīng)該作為被刪除的對(duì)象。為了查看 是否應(yīng)該將其刪除，會(huì)計(jì)算其使用期限（當(dāng)前虛擬時(shí)間-上次使用時(shí)間），來(lái)用這個(gè)時(shí)間和t進(jìn)行對(duì) 比。如果使用期限大于t,那么這個(gè)頁(yè)面就不再工作集中，而使用新的頁(yè)面來(lái)替換它。然后繼續(xù)掃描更 新剩下的表項(xiàng)。
• 然而，如果R位是0但是使用期限小于等于t,那么此頁(yè)應(yīng)該在工作集中。此時(shí)就會(huì)把頁(yè)面臨時(shí)保存起 來(lái)，但是會(huì)記生存時(shí)間最長(zhǎng)（即上次使用時(shí)間的最小值）的頁(yè)面。
• 如果掃描完整個(gè)頁(yè)表卻沒(méi)有找到適合 被置換的頁(yè)面，也就意味著所有的頁(yè)面都在工作集中。在這種情況下，如果找到了一個(gè)或者多個(gè)R = 0 的頁(yè)面，就淘汰生存時(shí)間最長(zhǎng)的頁(yè)面。
• 最壞的情況下是，在當(dāng)前時(shí)鐘周期內(nèi)，所有的頁(yè)面都被訪問(wèn)過(guò)了（也就是都有R = 1）,因此就隨機(jī)選擇一個(gè)頁(yè)面淘汰，如果有的話最好選一個(gè)未被訪問(wèn)的頁(yè)面，也就 是干凈的頁(yè)面。

9.工作集時(shí)鐘頁(yè)面置換算法

• 當(dāng)缺頁(yè)異常發(fā)生后，需要掃描整個(gè)頁(yè)表才能確定被淘汰的頁(yè)面，因此基本工作集算法還是比較浪費(fèi)時(shí)間 的。
• 一個(gè)對(duì)基本工作集算法的提升是基于時(shí)鐘算法但是卻使用工作集的信息，這種算法稱(chēng)為 WSClock(工作集時(shí)鐘）。由于它的實(shí)現(xiàn)簡(jiǎn)單并且具有高性能，因此在實(shí)踐中被廣泛應(yīng)用。

與時(shí)鐘算法一樣，所需的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是一個(gè)以頁(yè)框?yàn)樵氐难h(huán)列表，就像下面這樣:

• 工作集時(shí)鐘頁(yè)面置換算法的操作：a）和b）給出R = 1時(shí)所發(fā)生的情形；c）和d）給出R = 0的例子
• 最初的時(shí)候，該表是空的。當(dāng)裝入第一個(gè)頁(yè)面后，把它加載到該表中。隨著更多的頁(yè)面的加入，它們形 成一個(gè)環(huán)形結(jié)構(gòu)。每個(gè)表項(xiàng)包含來(lái)自基本工作集算法的上次使用時(shí)間，以及R位（已標(biāo)明）和M位 （未標(biāo)明）。
• 與時(shí)鐘算法一樣，在每個(gè)缺頁(yè)異常時(shí)，首先檢查指針指向的頁(yè)面。如果R位被是設(shè)置為1,該頁(yè)面在當(dāng) 前時(shí)鐘周期內(nèi)就被使用過(guò)，那么該頁(yè)面就不適合被淘汰。
• 然后把該頁(yè)面的R位置為0,指針指向下一個(gè) 頁(yè)面，并重復(fù)該算法。該事件序列化后的狀態(tài)參見(jiàn)圖b。
• 現(xiàn)在考慮指針指向的頁(yè)面R = 0時(shí)會(huì)發(fā)生什么，參見(jiàn)圖c,如果頁(yè)面的使用期限大于t并且頁(yè)面為被訪 問(wèn)過(guò)，那么這個(gè)頁(yè)面就不會(huì)在工作集中，并且在磁盤(pán)上會(huì)有一個(gè)此頁(yè)面的副本。
• 申請(qǐng)重新調(diào)入一個(gè)新的 頁(yè)面，并把新的頁(yè)面放在其中，如圖d所示。另一方面，如果頁(yè)面被修改過(guò)，就不能重新申請(qǐng)頁(yè)面，因 為這個(gè)頁(yè)面在磁盤(pán)上沒(méi)有有效的副本。
• 為了避免由于調(diào)度寫(xiě)磁盤(pán)操作引起的進(jìn)程切換，指針繼續(xù)向前 走，算法繼續(xù)對(duì)下一個(gè)頁(yè)面進(jìn)行操作。畢竟，有可能存在一個(gè)老的，沒(méi)有被修改過(guò)的頁(yè)面可以立即使 用。
• 原則上來(lái)說(shuō)，所有的頁(yè)面都有可能因?yàn)榇疟P(pán)I/O在某個(gè)時(shí)鐘周期內(nèi)被調(diào)度。為了降低磁盤(pán)阻塞，需要 設(shè)置一個(gè)限制，即最大只允許寫(xiě)回n個(gè)頁(yè)面。一旦達(dá)到該限制，就不允許調(diào)度新的寫(xiě)操作。
• 那么就有個(gè)問(wèn)題，指針會(huì)繞一圈回到原點(diǎn)的，如果回到原點(diǎn)，它的起始點(diǎn)會(huì)發(fā)生什么？這里有兩種情 況：
  ?👏至少調(diào)度了一次寫(xiě)操作
  ?👏沒(méi)有調(diào)度過(guò)寫(xiě)操作
• 在第一種情況中，指針僅僅是不停的移動(dòng)，尋找一個(gè)未被修改過(guò)的頁(yè)面。由于已經(jīng)調(diào)度了一個(gè)或者多個(gè) 寫(xiě)操作，最終會(huì)有某個(gè)寫(xiě)操作完成，它的頁(yè)面會(huì)被標(biāo)記為未修改。
• 置換遇到的第一個(gè)未被修改過(guò)的頁(yè) 面，這個(gè)頁(yè)面不一定是第一個(gè)被調(diào)度寫(xiě)操作的頁(yè)面，因?yàn)橛脖P(pán)驅(qū)動(dòng)程序?yàn)榱藘?yōu)化性能可能會(huì)把寫(xiě)操作重 排序。
• 對(duì)于第二種情況，所有的頁(yè)面都在工作集中，否則將至少調(diào)度了一個(gè)寫(xiě)操作。由于缺乏額外的信息，最 簡(jiǎn)單的方法就是置換一個(gè)未被修改的頁(yè)面來(lái)使用，掃描中需要記錄未被修改的頁(yè)面的位置，如果不存在 未被修改的頁(yè)面，就選定當(dāng)前頁(yè)面并把它寫(xiě)回磁盤(pán)。

10.頁(yè)面置換算法小結(jié)

我們到現(xiàn)在已經(jīng)研究了各種頁(yè)面置換算法，現(xiàn)在我們來(lái)一個(gè)簡(jiǎn)單的總結(jié)，算法的總結(jié)歸納如下:

• ?最優(yōu)算法在當(dāng)前頁(yè)面中置換最后要訪問(wèn)的頁(yè)面。不幸的是，沒(méi)有辦法來(lái)判定哪個(gè)頁(yè)面是最后一個(gè)要訪問(wèn)的，因此實(shí)際上該算法不能使用。然而，它可以作為衡量其他算法的標(biāo)準(zhǔn)。
• ?NRU算法根據(jù)R位和M位的狀態(tài)將頁(yè)面分為四類(lèi)。從編號(hào)最小的類(lèi)別中隨機(jī)選擇一個(gè)頁(yè)面。 NRU算法易于實(shí)現(xiàn)，但是性能不是很好。存在更好的算法。
• ?FIFO會(huì)跟蹤頁(yè)面加載進(jìn)入內(nèi)存中的順序，并把頁(yè)面放入一個(gè)鏈表中。有可能刪除存在時(shí)間最長(zhǎng) 但是還在使用的頁(yè)面，因此這個(gè)算法也不是一個(gè)很好的選擇。
• ?第二次機(jī)會(huì)算法是對(duì)FIFO的一個(gè)修改，它會(huì)在刪除頁(yè)面之前檢查這個(gè)頁(yè)面是否仍在使用。如果 頁(yè)面正在使用，就會(huì)進(jìn)行保留。這個(gè)改進(jìn)大大提高了性能。
• ?時(shí)鐘算法是第二次機(jī)會(huì)算法的另外一種實(shí)現(xiàn)形式，時(shí)鐘算法和第二次算法的性能差不多，但是會(huì) 花費(fèi)更少的時(shí)間來(lái)執(zhí)行算法。
• ?LRU算法是一個(gè)非常優(yōu)秀的算法，但是沒(méi)有特殊的硬件（TLB）很難實(shí)現(xiàn)。如果沒(méi)有硬件，就不能使用LRU算法。
• ? NFU算法是一種近似于LRU的算法，它的性能不是非常好。
• ?老化算法是一種更接近LRU算法的實(shí)現(xiàn)，并且可以更好的實(shí)現(xiàn)，因此是一個(gè)很好的選擇
• ?最后兩種算法都使用了工作集算法。工作集算法提供了合理的性能開(kāi)銷(xiāo)，但是它的實(shí)現(xiàn)比較復(fù)雜。WSClock是另外一種變體，它不僅能夠提供良好的性能，而且可以高效地實(shí)現(xiàn)。

總之，最好的算法是老化算法和WSClock算法。他們分別是基于LRU和工作集算法。

他們都具有良好 的性能并且能夠被有效的實(shí)現(xiàn)。還存在其他一些好的算法，但實(shí)際上這兩個(gè)可能是最重要的

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的OS- -内存之页面置换算法的全部?jī)?nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問(wèn)題。

如果覺(jué)得生活随笔網(wǎng)站內(nèi)容還不錯(cuò)，歡迎將生活随笔推薦給好友。