3. 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问题

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。把要常驻内存段放在固定区，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

其中 A 一直运行，A 会调用 B 或 C（不会同时调用），B 会调用 D，C 会调用 E 或 F（不会同时调用）。可知 B、C 不可能同时进入内存，D、E、F 不可能同时进入内存，所以开辟两个覆盖区即可（节约内存）

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

2. 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（挂起），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）

三个问题：

1. 被换出的进程应该保存在外存（磁盘）的什么位置？

   • 磁盘存储空间分为对换区 & 文件区

   • 文件区：采用离散分配方式，存放文件（主要追求磁盘空间的利用率）

   • 对换区：采用连续分配方式，存放换出进程的数据（主要追求换出换入速度）

   • 对换区的 I/O 速度比文件区更快

2. 什么时候应该换出？

   • 许多内存运行且内存吃紧时进行，而系统负荷降低就停止

3. 应该换出哪些进程？

   • 优先换出阻塞进程

   • 优先换出优先级低的进程

   • 有的系统还会考虑驻留时间

注意：PCB 会常驻内存，不会被换出内存，换出的仅仅是进程的数据部分

3. 虚拟存储技术

3.1 传统存储管理方式的特征、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

  • 作业很大时，不能全部装入内存，导致大作业无法运行

  • 当大量作业要求运行时，由于内存无法容纳所有的作业，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

3.2 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要的信息从外存调入内存，然后继续执行程序

若内存空间不够时，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

特点：

1. 多次性：无需在作业运行时一次性全部装入内存，而是运行被分为多次调入内存

2. 兑换性：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

3. 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，远大于实际容量

3.3 实现虚拟内存技术

在传统的非连续分配存储管理的方式下进行改进：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：

• 在程序执行过程中，当所访问的信息不再内存时，由操作系统负责将所需要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

4. 请求分页管理方式

4.1 页表机制

新增两个功能

• 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

• 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（需要记录页面是否被修改）

添加了四个标志位：状态位、访问字段、修改位、外存地址

4.2 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，并修改页表中相应的页表项

• 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写回外存

4.3 地址变换机构

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

5. 页面置换算法

5.1 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使用访问的页面

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

5.2 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：当为进程分配的内存块增大时，出现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

5.3 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，但是现实困难，开销大

5.4 时钟置换算法（CLOCK）

改进上述三种算法，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，是最接近最佳置换算法性能的，但是实现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，或最近未使用算法（LRN，Not Recently Used）

实现方法：为每个页面设置一个访问位，将内存中页面都通过指针链接形成一个循环队列

• 当某页面被访问时，将其访问位置为 1

• 当需要淘汰一个页面时，只需检查页面的访问位

  • 如果访问位是 0，则选择换出

  • 如果访问位是 1，则将它置为 0，暂不换出，继续检查下一个页面

• 如果第一轮扫描没有符合条件的页面，则继续扫描第二轮（第二轮一定有访问位为 0 的页面）

所以该算法最多扫描两轮

5.5 改进型时钟置换算法

简单的时钟置换算法仅仅考虑了是否被访问过，如果一个页面访问过但是未被修改，淘汰时就不需要写回内存，应该优先淘汰此类的页面，可以减少 I/O 操作写回内存

用两个标志位（访问位，修改位）来记录一个页面是否被访问过，是否被修改过。在其它条件都相同的时候，应该优先淘汰没有修改过的页面，避免 I/O 操作

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）的页面用于替换。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）的页面用于替换。本轮所有扫描过的页面访问位设置为 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）的页面用于替换。本轮扫描比修改任何标志位（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）的页面用于替换（第四优先级：最近访问过，且修改过的页面）

5.6 对比

置换算法	算法规则	优缺点
OPT	优先淘汰最长时间内不会被访问的页面	缺页率最小，性能最好； 但无法实现
FIFO	优先淘汰最先进入内存的页面	实现简单，但性能差； 可能出现 Belady 异常
LRU	优先淘汰最近最久未访问的页面	性能很好； 但需要硬件支持，算法开销大
CLOCK（NRU）	优先淘汰最近未访问的页面	实现简单，算法开销小； 但未考虑页面是否被修改过
改进型 CLOCK（改进型 NRN）	优先淘汰最近未访问且未修改的页面	算法开销较小，性能也不错

6. 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

• 采用虚拟存储技术系统中，驻留集大小一般小于进程总大小

• 若驻留级太小，会导致频繁缺页，系统需要花费大量时间来处理缺页

• 若驻留级太大，会导致多道程序并发度下降，资源利用率降低

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，在进程运行过程中驻留集大小不变

可变分配：操作系统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，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

6.1 页面分配、置换策略

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

可变分配容局置换：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，只允许从该进程的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