前篇在此：
操作系統筆記（五） 虛擬內存，覆蓋和交換技術
操作系統 筆記（三）計算機體系結構，地址空間、連續內存分配（四）非連續內存分配：分段，分頁

內容不多，就不做index了。

功能：當缺頁中斷發生時，需要調入新的頁面而內存已滿時，需要選擇哪個物理頁面被置換？
目標：盡可能減少缺頁中斷（頁面的換入換出）次數。在局部性原理下根據過去的數據統計預測。
頁面鎖定（frame locking）：用於描述必須常駐內存的操作系統的關鍵部分，或時間關鍵的應用進程（time-critical）。需要在頁表中添加鎖定標誌位（lock bit）

比較不同的頁面置換算法：
設置一個實驗環境，記錄一個進程對頁訪問的軌跡。
虛擬地址跟蹤（3，0） （1，9） （4，1）……
偏移可忽略，只用頁號生成頁面軌跡3，1，4 ……
模擬一個頁面置換的行為並且記錄產生缺頁的數量，越少越好

（1） 最優界面置換算法：
選擇內存中等待時間最長的頁作為置換頁面。
只能是理想情況，OS不知道啊。
可以作為最佳的標準，在第二遍運行時利用第一次的訪問軌跡使用最優算法。其他算法應盡量逼近。

（2） 先進先出算法 first-in first-out FIFO
選擇在內存中駐留時間最長的頁面並淘汰之。OS維護著一個隊列鏈表，淘汰首位，添加末位。
性能較差，調出的頁面可能是常用頁面（駐留時間長，本身就說明可能常用），有belady現象（給的物理頁幀越多反而缺頁越頻繁）。
FIFO belady現象：分配的物理頁數增加，缺頁率反而提高，原因是FIFO忽視了進程訪問的動態特征。多次訪問的不要走。尤其是最壞情況發生時，易高缺頁率。
Belady 是個人名，不要想多了。。。
很少單獨使用

（3） 最近最久未使用算法least recently used LRU
選擇最久未使用的那個頁面淘汰掉。
是對最優置換算法的近似，以過去推未來。根據程序的局部性原理，如果最近一段時間內某些頁面被頻繁訪問，那麽在將來還可能被頻繁訪問。反之，未被訪問的將來也不會被訪問。
程序應具有較好的局部性。

需要記錄各個頁面使用時間的先後順序，開銷大。
兩種可能的實現方法：
系統維護一個頁面鏈表，最近剛使用的頁面最為首節點，最久未使用的頁面作為尾節點，每次訪問內存動態更新頭結點。缺頁中斷時，淘汰末位的頁面。
活動頁面堆棧：訪問某頁時，將此頁號入棧，並去除棧內的重復頁。淘汰棧底的頁面。（棧是先進後出，只有棧頂開口，怎麽push棧底？）

動態更新（插，刪，內部調整）堆棧和鏈表要開銷，註意平衡—不是最有效

（4） 時鐘頁面置換算法 clock ——LRU的近似，FIFO的改進
用到頁表項的訪問位（access bit），當一個頁面被裝入內存時，把該位初始化為0，被訪問（讀/寫）時，硬件把它置為1. 而OS會定期清0。（1—最近被訪問，0—-未訪問）
把各個頁面組成環形鏈表類似一個clock，指針指向最老的頁面。
當發生一個缺頁中斷時，考察指針所指的最老頁面，訪問位是0則淘汰，如果是1則置為0，然後指針向下移動一格。如此下去直到淘汰某頁。
在內存中維持一個環形頁面鏈表，更新並刪除used bit=0的頁面

（5）二次機會法
區分讀和寫，enhanced clock algorithm
讀和寫都是訪問，dirty bit是寫位，如果寫，為1，否則是0。同時使用臟位和使用位。
修改clock算法，使它允許臟頁總是在一次時鐘頭掃描時保留下來，以減少寫回硬盤的操作（僅讀的頁可以直接釋放）
需要替換的頁，其訪問位和臟位都是0，如果都是 1，則有兩次機會才被淘汰。從而讓更多使用頻率的頁有更多的機會留在內存中。
較為接近LRU算法，盡量保存dirty page，更好地減少了訪問外存

（6）最不常用算法（least frequently used）LFU
選擇置換訪問次數最少的那個頁面
對每個頁面設置訪問計數器，每當一個頁面被訪問時，++。淘汰數值最小的那個。
硬盤計數器空間開銷，排序查找時間開銷；

LRU/LFU區別：LRU考察的是多久未訪問，時間越短越值得留在內存，LFU是訪問次數/頻度，次數越多越好。
反例：一個頁面在進程開始時使用的很多，但以後就不使用了。此時LFU就不適用了。
把時間也考慮進去，在一段時間內考察LFU。比如，定期把次數寄存器右移一位。

綜合比較局部頁替換算法
都是 針對一個程序 站在算法角度本身考慮

LRU和FIFO本質都是先進先出，但LRU是頁面的最近訪問時間而不是進入內存的時間，有動態調整，符合棧算法的特性，空間越大缺頁越少。如果程序局部性，則LRU會很好。如果內存中所有頁面都沒有被訪問過會退化為FIFO。
Clock 和enhanced clock也是類似於FIFO的算法，但用了硬件的BIT來模擬了訪問時間和順序，近似了LRU，綜合起來較好，但也會退化為FIFO。
都對程序的訪問次序有局部性的要求，不然都會退化。
開銷上，LRU開銷大，FIFO開銷小但BELADY，折中的是clock算法，開銷較小，對內存中還未被訪問的頁面，效果等同LRU。對曾經被訪問過的則不能記住其準確位置。

全局置換算法
局部頁替換算法的問題、工作集模型
分配的物理頁幀的數目對置換算法的效果有很大的影響。
程序的運行具有階段性，是動態變化的過程，開頭結尾較多，中間較少，都分配固定的物理頁幀則失去了靈活性。

工作集模型：
如果局部性原理不成立，那各種算法都沒啥區別，比如是單調遞增，那不管哪種都會缺頁中斷。
利用工作集模型來表征局部性。
工作集（working set）：一個進程當前使用的邏輯頁面集合
可以用一個二元函數W(t,Δ)，t是當前執行時刻，Δ是工作集窗口 working-set window，一個定長的頁面訪問的時間窗口。t+Δ構成了一個時間段，W(t,Δ)就是在當前時刻t之前的Δ時間內所有訪問頁面組成的集合，在隨t不斷更新。| W(t,Δ)|是工作集的大小即頁面數目。
進程開始後，隨著訪問新頁面逐步建立較穩定的工作集，當內存訪問的局部性區域的位置大致穩定時| W(t,Δ)|波動很小，在過渡階段，則會快速擴張和收縮過渡到下一個穩定值。有波峰，有波谷。

常駐集：在當前時刻，進程實際駐留在內存當中的頁面集合。
工作集是固有性質，常駐集取決於系統分配給進程的物理頁面數目和所采用的置換算法。如果一個進程的常駐集與工作集盡量重疊，則不會造成太多缺頁中斷。當常駐集大小達到某個數目後，再分配物理頁幀也不會有明顯下降的缺頁率——可以把多出來的物理頁幀分給其他程序了。

2個全局算法：
工作集缺頁置換算法：
追蹤之前的（Δ）個引用。
老的頁會隨著時間不斷的換出，不管是否有缺頁中斷。確保物理頁幀始終有空余的，給其他程序提供內存，讓系統的缺頁率降低。
缺頁率頁面置換算法
剛才的窗口是固定的。
可變分配策略：常駐集大小可變
可采用全局頁面置換的方式，當發生一個缺頁中斷時，被置換的頁面可以在其他進程中，各個並發進程競爭地使用物理頁面。依據是缺頁率。多的說明需要內存。缺頁率算法（PFF, page fault frequency）動態調整常駐集的大小。性能較好，但增加了系統開銷
缺頁率=缺頁次數/內存訪問次數
=1/缺頁的平均時間間隔
影響因素有頁面置換算法，分配給進程的物理頁面數目(越多越小)，頁面本身的大小（頁面大則會小），編程方法（局部性好就會小）

若缺頁率高則增加工作集（Δ）來分配更多物理頁面，若過低則減少工作集來減少其物理頁面。使缺頁率保持在一個合理的範圍內。各個程序之間保持一個平衡。

具體機制：根據缺頁的時間間隔來判斷 動態更新
保持追蹤缺頁概率，記錄上次缺頁到這次的時間間隔
t(current) -t(last)，與T比較（自定義一個合理的間隔），若大於T，則缺頁率小，可增加工作集，否則增加缺失頁到工作集中。

抖動問題(thrashing)：
如果分配給一個進程的物理頁面太少，常駐集遠小於工作集，則缺頁率會很大，頻繁在內外存之間替換頁面，使進程的運行慢，這種狀態成為”抖動”。
隨著駐留內存的進程數目增加，分配給每個進程的物理頁面數不斷減少，缺頁率上升。因此OS要選擇一個適當的進程數目和進程需要的幀數，在並發水平和缺頁率中達到平衡。
抖動問題可能被本地的頁面置換改善。加載控制（better criteria for load control: adjust MPL so that）:

mean time between page faults（MTBF）= PFST page fault service time
∑?WSt=內存的大小

程序開的多，OS忙於換進換出的I/O操作，用於運行程序的cpu少了。找到交匯點，此時可以並發執行的程序個數和cpu利用率都較好，總體達到平衡。另一方面，如果僅有一個程序，但它很大，也會導致抖動。

下篇在此：

操作系統清華向勇陳渝版筆記（七） 進程與線程 PCB TCB 進程掛起 用戶線程 內核線程 輕量級進程 僵屍隊列

操作系統筆記（六）頁面置換算法 FIFO法 LRU最近最久未使用法 CLOCK法 二次機會法