（五）内存管理与虚拟内存
文章目录
- 1.内存基本知识
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- 1.1什么是内存
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- 1.1.1. 储存单元、内存地址 的概念和联系
- 1.1.2. 按字节编址和按字编址
- 1.2 进程运行的基本原理
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- 1.2.1 指令的工作原理
- 1.2.2 逻辑地址和物理地址
- 1.2.3 从写程序到程序运行
- 1.2.4 三种链接方式
- 1.2.5 三种装入方式
- 2 内存空间的扩展
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- 2.1 覆盖技术
- 2.2 交换技术
- 3.内存空间的连续分配管理
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- 3.1 单一连续分配(*)
- 3.2 固定分区分配(*)
- 3.3 动态分区分配
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- 3.3.1内存记录方法
- 3.3.2内存回收
- 3.3.3动态分区分配算法
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- 首次适应算法(First Fit) 顺序第一
- 最佳适应算法(Best Fit) 找最小
- 最坏适应算法(Worst Fit) 找最大
- 临近适应算法(Next Fit) 从上次结束位置开始的首次
- 总结
- 4 内存空间的非连续分配管理
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- 4.1基本分页
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- 页表
- 4.2地址转换方法
- 4.3 基本地址变换机构
- 4.4快表查询（TLB）
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- 局部性原理
- 4.5两级页表
- 4.6基本分段
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- 寻址方式
- 分段分页对比
- 4.7段页式储存结构
- 5.虚拟内存技术
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- 5.1虚拟内存基本概念
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- 虚拟内存三大特征：
- 5.2 请求分页管理方式
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- 新增步骤
- 5.3 页面置换算法
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- 最佳置换算法（OPT）
- 先进先出置换算法（FIFO）
- 最近最久未使用置换算法（LRU）
- 时钟置换算法（CLOCK）
- 改进型的时钟置换算
- 算法规则
- 5.4 页面分配策略
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- 页面分配\置换策略
- 何时调入页面
- 从何处调入
- 抖动现象
- 工作集
1.内存基本知识
1.1什么是内存
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
1.1.1. 储存单元、内存地址 的概念和联系
内存地址从0开始，每个地址对应一个存储单元
1.1.2. 按字节编址和按字编址
- 如果计算机“按字节编址”，则每个存储单元大小为1字节，即1B，即8个二进制位
- 如果字长为16位的计算机“按字编址”，则每个存储单元大小为1个字；每个字的大小为16个二进制位
1.2 进程运行的基本原理
1.2.1 指令的工作原理
我们写的代码要翻译成CPU能识别的指令。这些指令会告诉CPU应该去内存的哪个地址读/写数据，这个数据应该做什么样的处理。我们默认让这个进程的相关内容从地址#0开始连续存放，指令中的地址参数直接给出了变量 x 的实际存放地址（物理地址）。
1.2.2 逻辑地址和物理地址
- 逻辑地址：程序经过编译、链接后生成的指令中指明的是逻辑地址（相对地址），即：相对于进程的起始地址的偏移地址
- 物理地址：在存储器里以字节为单位存储信息，为正确地存放或取得信息，每一个字节单元给以一个唯一的存储器地址，称为物理地址，又叫绝对地址。
1.2.3 从写程序到程序运行
- 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）
- 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
- 装入（装载）：由装入程序将装入模块装入内存运行
1.2.4 三种链接方式
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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
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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。
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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。
1.2.5 三种装入方式
可执行文件（*.exe） 装入内存模块
- 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。
编译就是绝对地址
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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）。
静态重定位的特点是在一个作业装入内存时，必须分配其要求的全部内存空间，如果没有足够的内存，就不能装入该作业。作业一旦进入内存后，在运行期间就不能再移动，也不能再申请内存空间。
装入时把逻辑地址变为绝对地址
- 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。
装入时依然保持使用逻辑地址，程序可在内存中移动
2 内存空间的扩展
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
2.1 覆盖技术
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
- 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。覆盖技术只用于早期的操作系统中，现在已成为历史
2.2 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）
中级调度（内存调度），就是要决定将哪个处于挂起状态的进程重新调入内存
暂时换出外存等待的进程状态为挂起状态,挂起态又可以进一步细分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态(详见第一章七状态模型)
-
应该在外存（磁盘）的什么位置保存被换出的进程？
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。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；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（学过文件管理章节后即可理解）。总之，对换区的I/O速度比文件区的更快。
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什么时候应该交换？
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。
-
应该换出哪些进程？
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
3.内存空间的连续分配管理
- 内部碎片：分配给某进程的内存区域中，如果有些部分没有用上。
- 外部碎片：是指内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用。
3.1 单一连续分配(*)
在单一连续分配方式中，内存被分为系统区和用户区。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。
- 只支持单道程序，内存分为系统区和用户区，用户程序放在用户区
- 无外部碎片，有内部碎片
3.2 固定分区分配(*)
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
操作系统需要建立一个数据结构——分区说明表，来实现各个分区的分配与回收。每个表项对应一个分区，通常按分区大小排列。每个表项包括对应分区的大小、起始地址、状态（是否已分配）
- 支持多道程序，内存用户空间分为若干个固定大小的分区，每个分区只能装一道作业
- 无外部碎片，有内部碎片
- 两种分区方式：分区大小相等、分区大小不等
3.3 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
- 支持多道程序，在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区
- 无内部碎片，有外部碎片
- 外部碎片可用紧凑技术来解决
3.3.1内存记录方法
系统用两种数据结构记录内存的使用情况：空闲分区表、空闲分区链
3.3.2内存回收
假设系统采用的数据结构是“空闲分区表”进行分区的分配与回收操作,如果内存中空闲空间的总和本来可以满足某进程的要求，但由于进程需要的是一整块连续的内存空间，因此这些“碎片”不能满足进程的需求。可以通过紧凑(拼凑)技术来解决外部碎片。
相邻的空闲分区要合并
回收内存分区时，可能遇到四种情况:
- 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，分区要合并
3.3.3动态分区分配算法
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。由于分配算法对系统性能有很大的影响，因此人们对它进行了广泛的研究。
首次适应算法(First Fit) 顺序第一
- 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。
- 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) 找最小
- 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) 找最大
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又称 最大适应算法（Largest Fit)
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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。
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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
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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
临近适应算法(Next Fit) 从上次结束位置开始的首次
- 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。
总结
| 算法 | 算法思想 | 排序 | 优点 | 缺点 |
|---|---|---|---|---|
| 首次适应 | 顺序第一个 | 地址递增 | 开销最小，回收分区时一般不需要空闲分区重新排序 | 无 |
| 最佳适应 | 优先最小分区 | 容量递增 | 大分区被保留下来 | 产生太多太小的难以利用的碎片，算法开销大 |
| 最坏适应 | 优先最大分区 | 容量递减 | 可以减少难以利用的小碎片 | 大风分区容易被用完，不利于大进程，算法开销大 |
| 临近适应 | 从上次位置顺序第一 | 地址递增(环) | 不用每次都检索小分区，算法开销小 | 高地址的大分区很快用完 |
综合来看，四种算法中，首次适应算法的效果反而更好
4 内存空间的非连续分配管理
4.1基本分页
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。
Tips：初学易混——页、页面vs页框、页帧、物理页页号、页面号vs页框号、页帧号、物理页号
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。
注：进程的最后一个页面可能没有一个页框那么大。也就是说，分页存储有可能产生内部碎片，因此页框不能太大，否则可能产生过大的内部碎片造成浪费
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。页表通常存在PCB（进程控制块）中。
- 一个进程对应一张页表
- 进程的每个页面对应一个页表项
- 每个页表项由“页号”和“块号”组成
- 页表记录进程页面和实际存放的内存块之间的映射关系
- 每个页表项的长度是相同的
页表中的页号可以是隐含的，即页号不占用存储空间
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,内存分为4G/4K=2^20个内存块。
内存块号至少20bit表示，那就要用3B(38=24>20),
每个页表项占3B，存储整个页表至少需要 3(n+1)B
4.2地址转换方法
重定位寄存器：指明了进程在内存中的起始位置
目标逻辑地址：相对于起始位置的偏移量
特点：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
- 确定逻辑地址A 对应的页号P
- 找到P号页面在内存中的起始地址（需要查页表）
- 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
分页存储管理的逻辑地址结构如下所示：
| 31 …… 12 | 11 …… 0 |
|---|---|
| 页号 P | 页内偏移量 W |
地址结构包含两个部分：前一部分为页号，后一部分为页内偏移量W。
在上图所示的例子中，地址长度为32位，其中0~11 为页内偏移量，或称页内地址；12~31 位为页号。如果有K位表示页内偏移量，则说明该系统中一个页面的大小是2K个内存单元,如果有M位表示页号,则说明在该系统中，一个进程最多允许有2M个页面
4.3 基本地址变换机构
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。
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。
每个页表项的长度是相同的，页号是“隐含”的
4.4快表查询（TLB）
快表:又称联想寄存器，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。
有的系统支持块表满标同时查找可以更快找到地址
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）
- 上小节介绍的基本地址变换机构中，每次要访问一个逻辑地址，都需要查询内存中的页表。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
| 寻址方式 | 地址转化 | 访问次数 |
|---|---|---|
| 基本变换 | 算页号，查页表得内存块号，加偏移量得物理地址 | 两次 |
| 快表变换 | 算页号，查快表，若不命中再查页表，将此项加入快表，剩下同上 | 一或两次 |
4.5两级页表
-
根据页号查询页表的方法：K号页对应的页表项存放位置 = 页表始址+K*4，要在所有的页表项都连续存放的基础上才能用这种方法找到页表项
-
根据局部性原理可知，很多时候，进程在一段时间内只需要访问某几个页面就可以正常运行了。因此没有必要让整个页表都常驻内存
页表再分页并离散存储，然后再建立一张页表记录页表各个部分的存放位置，称为页目录表，或称外层页表、顶层页表
可以在需要访问页面时才把页面调入内存（虚拟存储技术）。可以在页表项中增加一个标志位，用于表示该页面是否已经调入内存。
若想访问的页面不在内存中，则产生缺页中断（内中断/异常），然后将目标页面从外存调入内存。
4.6基本分段
- 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。
### 段表结构
- 段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
- 段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少
每个段对应一个段表项，其中记录了该段在内存中的起始位置（又称“基址”）和段的长度。各个段表项的长度是相同的，段号可以是隐含的，不占存储空间
寻址方式
分段分页对比
- 页：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：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。
不能被修改的代码称为纯代码或可重入代码（不属于临界资源），这样的代码是可以共享的。可修改的代码是不能共享的（比如，有一个代码段中有很多变量，各进程并发地同时访问可能造成数据不一致）
| 优点 | 缺点 | |
|---|---|---|
| 分页管理 | 内存空间利用率高，不会产生外部碎片，只会有少量的页内碎片 | 不方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护 |
| 分段管理 | 很方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护 | 如果段长过大，为其分配很大的连续空间会很不方便。另外，段式管理会产生外部碎片 |
4.7段页式储存结构
分段+分页=段页式管理,每个段分多个等长的页
- 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
比如，
段号占16位，因此在该系统中，每个进程最多有2^16=64K个段
页号占4位，因此每个段最多有2^4=16页
页内偏移量占12位，因此每个页面/每个内存块大小为2^12=4096=4KB
5.虚拟内存技术
5.1虚拟内存基本概念
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
虚拟内存三大特征：
-
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：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。
-
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。
虚拟内存技术，允许一个作业分多次调入内存。如果采用连续分配方式，会不方便实现。因此，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。
5.2 请求分页管理方式
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,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。
请求分页管理中，为了实现“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。
当内存空间不够时，要实现“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；有的页面没有被修改过，就不用再浪费时间写回外存。有的页面修改过，就需要将外存中的旧数据覆盖，因此，操作系统也需要记录各个页面是否被修改的信息。
请求页表项增加了四个字段。
新增步骤
- 请求调页（查到页表项时进行判断）
- 页面置换（需要调入页面，但没有空闲内存块时进行）
- 需要修改请求页表中新增的表项
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。缺页中断属于内中断，一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。
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。
5.3 页面置换算法
操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存,这里有常见的五种页面置换算法
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。
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。
缺页中断9次
缺页中断10次
Belady异常：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。
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
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。
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）
时钟置换算法是一种性能和开销较均衡的算法。
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，因此选择一个淘汰页面最多会经过两轮扫描）
改进型的时钟置换算
事实上，如果被淘汰的页面没有被修改过，就不需要执行I/O操作写回外存。
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。
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。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
- 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 - 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 - 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 - 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、第四轮扫描一
定会有一个帧被选中，因此该算法选择一个淘汰页面最多会进行四轮扫描
- 第一优先级：最近没访问，且没修改的页面
- 第二优先级：最近没访问，但修改过的页面
- 第三优先级：最近访问过，但没修改的页面
- 第四优先级：最近访问过，且修改过的页面
| 算法名 | 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；但性能很差，可能出现Belady异常 |
| LRU | 优先淘汰最近最久没访问的页面 | 性能很好；但需要硬件支持，算法开销大 |
| CLOCK | 循环扫描各页面，第一轮为0的，改为1。最多二轮 | 实现简单，算法开销小。 |
| 改进型CLOCK | 一轮淘汰00，二轮淘汰01，三轮淘汰00，四轮淘汰01 | 算法开销较小，性能也不错 |
5.4 页面分配策略
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。
可变分配全局置换：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
何时调入页面
- 预调页策略:运行前调入，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
- 请求调页策略:运行时调入，在运行期间发现缺页时才将所缺页面调入内存。
从何处调入
- 有对换区空间：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。
- 无对换区空间：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。
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为抖动，或颠簸。
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。
操作系统会根据“窗口尺寸”来算出工作集。例：
某进程的页面访问序列如下，窗口尺寸为 4，各时刻的工作集为？
工作集大小可能小于窗口尺寸，实际应用中，操作系统可以统计进程的工作集大小，根据工作集大小给进程分配若干内存块。
如：窗口尺寸为5，经过一段时间的监测发现某进程的工作集最大为3，那么说明该进程有很好的局部性，可以给这个进程分配3个以上的内存块即可满足进程的运行需要。
一般来说，驻留集大小大于工作集大小，否则进程运行过程中将频繁缺页。