請求調頁+頁面置換

1.虛擬存儲系統

操作系統中，為了提高內存利用率，提供了內外存進程對換機制；內存空間的分配和回收均以頁為單位進行；一個進程只需將其一部分（段或頁）調入內存便可運行；還支持請求調頁的存儲管理方式。

當進程在運行中需要訪問某部分程序和數據時，發現其所在頁面不在內存，就立即提出請求（向CPU發出缺中斷），由系統將其所需頁面調入內存。這種頁面調入方式叫請求調頁。

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2. 頁面置換過程

當CPU接收到缺頁中斷信號，中斷處理程序先保存現場，分析中斷原因，轉入缺頁中斷處理程序。該程序通過查找頁表，得到該頁所在外存的物理塊號。如果此時內存未滿，能容納新頁，則啟動磁盤I/O將所缺之頁調入內存，然后修改頁表。如果內存已滿，則須按某種置換算法從內存中選出一頁準備換出，是否重新寫盤由頁表的修改位決定，然后將缺頁調入，修改頁表。利用修改后的頁表，去形成所要訪問數據的物理地址，再去訪問內存數據。整個頁面的調入過程對用戶是透明的。

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(1)?? 頁表：放在系統空間的頁表區，存放邏輯頁與物理頁幀的對應關系。 每一個進程都擁有一個自己的頁表，PCB表中有指針指向頁表。

(2)?? 頁框：RAM塊，來描述物理內存空間，由操作系統實現從邏輯頁到物理頁框的頁面映射，同時負責對所有頁的管理和進程運行的控制。模擬時對于頁框的分配數量自主設定。

(3)?? 訪問位：不論是讀還是寫（get or set），系統都會設置該頁的訪問位，記錄本頁在一段時間內被訪問的次數，或最近已有多長時間未被訪問，它的值用來幫助操作系統在發生缺頁中斷時選擇要被淘汰的頁，即用于頁面置換。

(4)?? 修改位（臟位）：用于頁面的換出，如果某個頁面被修改過（即為臟），在淘汰該頁時，必須將其寫回磁盤，反之，可以直接丟棄該頁。

(5) 有效位（駐留位、中斷位）：表示該頁是內存還是磁盤。

(6) 保護位：存取控制位，用于指出該頁允許什么類型的訪問，如果用一位來標識的話：1表示只讀，0表示讀寫。

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1.LRU

least recently used 最近時間內 最久未被使用的頁面被置換

如果一個數據在最近一段時間沒有被訪問到，那么在將來它被訪問的可能性也很小,拿“最近的過去”預測“最近的未來”。

LRU算法的硬件支持

LRU算法雖然是一種比較好的算法，但是要求系統有較多的支持硬件。為了了解一個進程在內存中的各個頁面各有多少時間未被進程訪問，以及如何快速得知道哪一頁是最近最久未使用的頁面，須有寄存器和棧兩類硬件之一的支持。?
1）寄存器?
為了記錄某進程在內存中各頁的使用情況，須為每個內存中的頁面配置一個移位寄存器，可表示為?

R=Rn?1Rn?2???R2R1R0

當進程訪問某物理塊時，要將相應的寄存器的Rn?1位置成1。此時，定時信號將每隔一定時間將寄存器右移一位。如果我們把n位寄存器的數看作是一個整數，那么，具有最小數值的寄存器所對應的頁面，就是最近最久未使用的頁面。 （e.g. 每100ms右移一位，最高位補0還是補1的問題）
2）棧?
可利用一個特殊的棧保持當前使用的各個頁面的頁面號。每當進程訪問某頁面是，便將該頁面的頁面號從棧中移出，將它壓入棧頂。因此，棧頂始終是最近最久未使用頁面的頁面號。

模擬實現2：

采用雙向鏈表+heapmap配合實現，靠近鏈表頭部的越是最近訪問過得，鏈表尾部是最久未被訪問的，從而體現使用的時間順序，heapmap記錄表項地址。

過程：

要操作頁面K

?????? 未在內存 1.內存未滿->直接插入鏈表頭部，記錄地址

???????????????????? ? 2.內存已滿->先刪除鏈表尾部節點,再插入新節點到鏈表頭部,并且更新map中增加該節點

?????? 已在內存：更新節點的值，把當前訪問的節點移到鏈表頭部,并且更新map中該節點的地址。

class LRUBlock{ public:LRUBlock(int capacity) {size = capacity;}/**操作頁面k*/void set(int blockId,int k) {///未在內存if(blockMap.find(k) == blockMap.end()){if(blockList.size() == size){///刪除鏈表尾部節點（最少訪問的節點） blockMap.erase(blockList.back().pageId);blockList.pop_back();}///插入新節點到鏈表頭部,并且更新map中增加該節點 blockList.push_front(BlockNode(blockId,k));blockMap[k] = blockList.begin();}///已在內存else{///更新節點的值，把當前訪問的節點移到鏈表頭部,并且更新map中該節點的地址 blockList.splice(blockList.begin(), blockList, blockMap[k]);blockMap[k] = blockList.begin();}}list<BlockNode> getList(){return this->blockList;} private:list<BlockNode> blockList;unordered_map<int, list<BlockNode>::iterator> blockMap;///記錄結點地址int size; };

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void LRU(LRUBlock&lru,int address,map<int,TableEntry>&pageTable,map<int,int>&memoryBlock) {int pageNum=address/unitBlockSize;if(pageTable[pageNum].entryStatus==1){cout<<"頁面已在內存中\n";lru.set(pageTable[pageNum].blockId,pageNum);}else{int s=memoryBlock.size();if(memoryBlock[s-1]==1){///直接分cout<<"所分配內存塊還未用完\n";int i=s-1;for(;i>=0;i--){if(memoryBlock[i]==0)break;}memoryBlock[i+1]=0;pageTable[pageNum].entryStatus=1;pageTable[pageNum].blockId=i+1;lru.set(i+1,pageNum);}else///先swap再分 {cout<<"所分配內存塊全被占用，需要置換操作\n";BlockNode blockNode=lru.getList().back();cout<<"置換出"<<blockNode.pageId<<"\t置換入"<<pageNum<<endl;///搶pageTable[blockNode.pageId].entryStatus=0;pageTable[blockNode.pageId].blockId=-1;pageTable[pageNum].entryStatus=1;pageTable[pageNum].blockId=blockNode.blockId;lru.set(blockNode.blockId,pageNum);}pageBreak++;}total++; }

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2.LFU：

least frequently used 最少使用置換

如果一個數據在最近一段時間內使用次數很少，那么在將來一段時間內被使用的可能性也很小，LRU的淘汰規則是基于訪問時間，而LFU是基于訪問次數的。

注意：

一般情況下，LFU效率要優于LRU，且能夠避免周期性或者偶發性的操作導致緩存命中率下降的問題。但LFU需要記錄數據的歷史訪問記錄，一旦數據訪問模式改變，LFU需要更長時間來適用新的訪問模式，即：LFU存在歷史數據影響將來數據的“緩存污染”效用。

實現：

用數組存儲內存中表項情況，通過遍歷查找最小值。

過程：

要操作頁面K

?????? 未在內存 1.內存未滿：更新頁表，表項放入數組。

???????????????????? ? 2.內存已滿：更新頁表，數組刪除要淘汰的表項，加入新表項。

?????? 已在內存：更新頁表，表項重新放入數組。

3.FIFO

first in first out 最早出現置換

隊列實現

過程：

已在內存：none

不在內存：

　　內存未滿：表項加入隊尾

　　內存已滿：pop隊首，新表項加入隊尾

4.CLOCK

NRU---Not Recently Used

用數組存儲內存中表項情況，修改數組中表項訪問情況選擇置出頁面。

置換策略：依次訪問數組中的表項，遇到status=1的置為0，再給一次駐留內存的機會，遇到status=0的換出。

過程：

已在內存：none

不在內存：

　　內存未滿：表項加入數組

　　內存已滿：拿新來表項替換置出表項

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轉載于:https://www.cnblogs.com/kimsimple/p/7065929.html

總結

以上是生活随笔為你收集整理的模拟请求分页式存储管理 ---4种置换算法的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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