操作系统笔记（六）页面置换算法 FIFO法 LRU最近最久未使用法 CLOCK法 二次机会法

前篇在此： 
操作系统笔记（五） 虚拟内存，覆盖和交换技术 
操作系统 笔记（三）计算机体系结构，地址空间、连续内存分配（四）非连续内存分配：分段，分页

内容不多，就不做index了。

功能：当缺页中断发生时，需要调入新的页面而内存已满时，需要选择哪个物理页面被置换？ 
目标：尽可能减少缺页中断（页面的换入换出）次数。在局部性原理下根据过去的数据统计预测。 
页面锁定（frame locking）：用于描述必须常驻内存的操作系统的关键部分，或时间关键的应用进程（time-critical）。需要在页表中添加锁定标志位（lock bit）

比较不同的页面置换算法： 
设置一个实验环境，记录一个进程对页访问的轨迹。 
虚拟地址跟踪（3，0） （1，9） （4，1）…… 
偏移可忽略，只用页号生成页面轨迹3，1，4 …… 
模拟一个页面置换的行为并且记录产生缺页的数量，越少越好

（1） 最优界面置换算法： 
选择内存中等待时间最长的页作为置换页面。 
只能是理想情况，OS不知道啊。 
可以作为最佳的标准，在第二遍运行时利用第一次的访问轨迹使用最优算法。其他算法应尽量逼近。 

（2） 先进先出算法 first-in first-out FIFO 
选择在内存中驻留时间最长的页面并淘汰之。OS维护着一个队列链表，淘汰首位，添加末位。 
性能较差，调出的页面可能是常用页面（驻留时间长，本身就说明可能常用），有belady现象（给的物理页帧越多反而缺页越频繁）。 
FIFO belady现象：分配的物理页数增加，缺页率反而提高，原因是FIFO忽视了进程访问的动态特征。多次访问的不要走。尤其是最坏情况发生时，易高缺页率。 
Belady 是个人名，不要想多了。。。 
很少单独使用

（3）  最近最久未使用算法least recently used LRU 
选择最久未使用的那个页面淘汰掉。 
是对最优置换算法的近似，以过去推未来。根据程序的局部性原理，如果最近一段时间内某些页面被频繁访问，那么在将来还可能被频繁访问。反之，未被访问的将来也不会被访问。 
程序应具有较好的局部性。 

需要记录各个页面使用时间的先后顺序，开销大。 
两种可能的实现方法： 
系统维护一个页面链表，最近刚使用的页面最为首节点，最久未使用的页面作为尾节点，每次访问内存动态更新头结点。缺页中断时，淘汰末位的页面。 
活动页面堆栈：访问某页时，将此页号入栈，并去除栈内的重复页。淘汰栈底的页面。（栈是先进后出，只有栈顶开口，怎么push栈底？）

动态更新（插，删，内部调整）堆栈和链表要开销，注意平衡—不是最有效

（4）  时钟页面置换算法 clock ——LRU的近似，FIFO的改进 
用到页表项的访问位（access bit），当一个页面被装入内存时，把该位初始化为0，被访问（读/写）时，硬件把它置为1. 而OS会定期清0。（1—最近被访问，0—-未访问） 
把各个页面组成环形链表类似一个clock，指针指向最老的页面。 
当发生一个缺页中断时，考察指针所指的最老页面，访问位是0则淘汰，如果是1则置为0，然后指针向下移动一格。如此下去直到淘汰某页。 
在内存中维持一个环形页面链表，更新并删除used bit=0的页面 
替换的应该是PAGE=1，把需要的新页面放到物理帧号为5的位置

（5）二次机会法 
区分读和写，enhanced clock algorithm 
读和写都是访问，dirty bit是写位，如果写，为1，否则是0。同时使用脏位和使用位。 
修改clock算法，使它允许脏页总是在一次时钟头扫描时保留下来，以减少写回硬盘的操作（仅读的页可以直接释放） 
需要替换的页，其访问位和脏位都是0，如果都是 1，则有两次机会才被淘汰。从而让更多使用频率的页有更多的机会留在内存中。 
较为接近LRU算法，尽量保存dirty page，更好地减少了访问外存

（6）最不常用算法（least frequently used）LFU 
选择置换访问次数最少的那个页面 
对每个页面设置访问计数器，每当一个页面被访问时，++。淘汰数值最小的那个。 
硬盘计数器空间开销，排序查找时间开销；

LRU/LFU区别：LRU考察的是多久未访问，时间越短越值得留在内存，LFU是访问次数/频度，次数越多越好。 
反例：一个页面在进程开始时使用的很多，但以后就不使用了。此时LFU就不适用了。 
把时间也考虑进去，在一段时间内考察LFU。比如，定期把次数寄存器右移一位。

综合比较局部页替换算法 
都是 针对一个程序 站在算法角度本身考虑

LRU和FIFO本质都是先进先出，但LRU是页面的最近访问时间而不是进入内存的时间，有动态调整，符合栈算法的特性，空间越大缺页越少。如果程序局部性，则LRU会很好。如果内存中所有页面都没有被访问过会退化为FIFO。 
Clock 和enhanced clock也是类似于FIFO的算法，但用了硬件的BIT来模拟了访问时间和顺序，近似了LRU，综合起来较好，但也会退化为FIFO。 
都对程序的访问次序有局部性的要求，不然都会退化。 
开销上，LRU开销大，FIFO开销小但BELADY，折中的是clock算法，开销较小，对内存中还未被访问的页面，效果等同LRU。对曾经被访问过的则不能记住其准确位置。

全局置换算法 
局部页替换算法的问题、工作集模型 
分配的物理页帧的数目对置换算法的效果有很大的影响。 
程序的运行具有阶段性，是动态变化的过程，开头结尾较多，中间较少，都分配固定的物理页帧则失去了灵活性。

工作集模型： 
如果局部性原理不成立，那各种算法都没啥区别，比如是单调递增，那不管哪种都会缺页中断。 
利用工作集模型来表征局部性。 
工作集（working set）：一个进程当前使用的逻辑页面集合 
可以用一个二元函数W(t,Δ)，t是当前执行时刻，Δ是工作集窗口 working-set window，一个定长的页面访问的时间窗口。t+Δ构成了一个时间段，W(t,Δ)就是在当前时刻t之前的Δ时间内所有访问页面组成的集合，在随t不断更新。| W(t,Δ)|是工作集的大小即页面数目。 
进程开始后，随着访问新页面逐步建立较稳定的工作集，当内存访问的局部性区域的位置大致稳定时| W(t,Δ)|波动很小，在过渡阶段，则会快速扩张和收缩过渡到下一个稳定值。有波峰，有波谷。

常驻集：在当前时刻，进程实际驻留在内存当中的页面集合。 
工作集是固有性质，常驻集取决于系统分配给进程的物理页面数目和所采用的置换算法。如果一个进程的常驻集与工作集尽量重叠，则不会造成太多缺页中断。当常驻集大小达到某个数目后，再分配物理页帧也不会有明显下降的缺页率——可以把多出来的物理页帧分给其他程序了。

2个全局算法： 
工作集缺页置换算法： 
追踪之前的（Δ）个引用。 
老的页会随着时间不断的换出，不管是否有缺页中断。确保物理页帧始终有空余的，给其他程序提供内存，让系统的缺页率降低。 
缺页率页面置换算法 
刚才的窗口是固定的。 
可变分配策略：常驻集大小可变 
可采用全局页面置换的方式，当发生一个缺页中断时，被置换的页面可以在其他进程中，各个并发进程竞争地使用物理页面。依据是缺页率。多的说明需要内存。缺页率算法（PFF, page fault frequency）动态调整常驻集的大小。性能较好，但增加了系统开销 
缺页率=缺页次数/内存访问次数 
=1/缺页的平均时间间隔 
影响因素有页面置换算法，分配给进程的物理页面数目(越多越小)，页面本身的大小（页面大则会小），编程方法（局部性好就会小）

若缺页率高则增加工作集（Δ）来分配更多物理页面，若过低则减少工作集来减少其物理页面。使缺页率保持在一个合理的范围内。各个程序之间保持一个平衡。

具体机制：根据缺页的时间间隔来判断 动态更新 
保持追踪缺页概率，记录上次缺页到这次的时间间隔 
t(current) -t(last)，与T比较（自定义一个合理的间隔），若大于T，则缺页率小，可增加工作集，否则增加缺失页到工作集中。

抖动问题(thrashing)： 
如果分配给一个进程的物理页面太少，常驻集远小于工作集，则缺页率会很大，频繁在内外存之间替换页面，使进程的运行慢，这种状态成为”抖动”。 
随着驻留内存的进程数目增加，分配给每个进程的物理页面数不断减少，缺页率上升。因此OS要选择一个适当的进程数目和进程需要的帧数，在并发水平和缺页率中达到平衡。 
抖动问题可能被本地的页面置换改善。加载控制（better criteria for load control: adjust MPL so that）: 
 
mean time between page faults（MTBF）= PFST page fault service time 
∑▒WSt=内存的大小

程序开的多，OS忙于换进换出的I/O操作，用于运行程序的cpu少了。找到交汇点，此时可以并发执行的程序个数和cpu利用率都较好，总体达到平衡。另一方面，如果仅有一个程序，但它很大，也会导致抖动。

下篇在此：

操作系统清华向勇陈渝版笔记（七） 进程与线程 PCB TCB 进程挂起 用户线程 内核线程 轻量级进程 僵尸队列