作業系統（十一） -- 記憶體的換入與換出及換出的基本演算法

前言

前面說過為了保證記憶體在使用者程式看起來是分段，而實際是分頁的效果，引入了虛擬記憶體。對於使用者來說，虛擬記憶體是一個完整的記憶體，使用者可以隨意使用該“記憶體”，假設為4G，那麼對於使用者來說就有4G的空間可以使用，即使實際記憶體只有2G甚至1G。那麼這是如何實現的呢？這就引出了換入和換出。

換入

假設虛擬記憶體4G，實際記憶體2G。首先程式訪問0 ~ 1G這段虛擬記憶體空間的時候，就將這一段記憶體與實體記憶體建立對映。接著如果程式訪問3~4G這段虛擬記憶體空間的時候，就將這段記憶體與實體記憶體建立對映，即只有在訪問的時候才對映。

換入概述

基本流程是：一個邏輯地址CS:IP，首先根據CS在段表中找到對應的基址，加上偏移得到虛擬地址：頁號+偏移。然後根據頁號在頁表中找到對應的頁框號，加上偏移得到實體地址。但是如果在頁表中找不到對應的頁號對應的頁框地址的話，就要從磁碟上將這一頁換入了。這個換入採用的是中斷的形式，如果load[addr]的時候，發現addr在頁表裡面沒有對應對映，那麼就將中斷向量暫存器的某一位置為一，說明有中斷產生。然後在中斷服務函式裡面將addr匯入到實體記憶體中。然後再次執行load[addr]這條語句。當然查表的操作是MMU做的。

一個實際系統的請求調頁

主要是看一下是如何將某頁從磁碟換入到記憶體的，從中斷服務函式開始。cpu知道有個中斷只會就去查詢這個中斷的中斷號，然後轉去執行該中斷服務程式。這些東西是在系統初始化的時候就做好了。

void trap_init(void)
{
	set_trap_gate(14, &page_fault);
}

# define set_trap_gate(n, addr)\
	_set_gate(&idt[n], 15, 0, addr);

//在linux/mm/page.s中

.globl _page_fault
xchgl %eax,(%esp)
pushl %ecx
pushl %edx
push %ds
push %es
push %fs
movl $0x10, %edx
mov %dx, %ds
mov %dx, %es
mov %dx, %fs
movl %cr2, %edx

首先push一些資訊到堆疊中（包括錯誤碼），然後mov一些東西。畢竟從使用者態到核心態需要保留一下使用者態的情況。

pushl %edx
pushl %eax
testl $1, %eax		// 測試標誌
jne 1f
call _do_no_page
jmp 2f
1: call _do_wp_page //保護
2: add $8, %esp
pop %fs
pop %es
pop %ds
pop %edx
pop %ecx
pop %eax
iret

一般push後面加了一個call呼叫c函式這種，前面push的都是壓入引數。調do_no_page();

//在linux/mm/memory.c中

void do_no_page(unsigned long error_code, unsigned long address)
{ 
	address&=0xfffff000; 				//頁面地址
	tmp=address–current->start_code; 	//頁面對應的偏移
	if(!current->executable||tmp>=current->end_data)  // 不是程式碼和資料
	{
		get_empty_page(address); 
		return; 
	}
	page=get_free_page();
	bread_page(page, current->executable->i_dev, nr);
	put_page(page, address);
	……
}

從這個函式名字也能看出 是當頁不存在的時候做的事情。
主要是這三句

	page=get_free_page();
	bread_page(page, current->executable->i_dev, nr);
	put_page(page, address);

第一句得到一個空閒頁賦值給page；第二句磁碟裡面的頁讀到記憶體中；第三句建立對映。然後再次執行load[addr]; 再次執行load[addr] 這個要硬體設計好，因為一般情況下pc指標會加一。

//在linux/mm/memory.c中
unsigned long put_page(unsigned long page, //實體地址
unsigned long address)
{ 
	unsigned long tmp， *page_table;
	page_table=(unsigned long *)((address>>20)&ffc);
	if((*page_table)&1)
	page_table=(unsigned long*)(0xfffff000&*page_table);
	else{
	tmp=get_free_page();
	*page_table=tmp|7;
	page_table=(unsigned long*)tmp;}
	page_table[(address>>12)&0x3ff] = page|7;
	return page;
}

換出

前面說了頁換入，但是記憶體並不是無限的，有換入就會有換出，換出容易，但是找到哪一頁換出不容易，所以就出現了很多替換演算法。首先應該明白替換演算法的好壞是怎麼評判的，我們希望的應該是替換次數儘可能少，什麼演算法能滿足這點就是好的演算法。下面是幾種替換演算法：

FIFO（先入先出）

即每次缺頁的時候就替換掉最開始的那一頁，這種演算法肯定在這個方面肯定不是最好的演算法，因為它沒有任何機制保證替換次數儘可能少。

MIN演算法

選擇最遠將使用的頁淘汰，什麼意思呢？假設這個程式只分配了三個頁框，現在分別儲存了A、B、C三頁，假設程式後面使用的頁數依次是：C、B、A、D、C、B、A、B、C，使用C、B、A的時候不用換頁，當使用D的時候，先看一下後面最遠使用的頁是哪個，然後將它換掉；對於上例，最遠使用的頁是A，於是便將A換出，將D換入。可以看出這種方法是最好的方案，但是它實現不了。因為它需要事先知道程式後續要使用哪些頁，而這點是做不到的。

LRU演算法

唐太宗李世民在《舊唐書·魏徵傳》中說過：“以銅為鏡，可以正衣冠；以古為鏡，可以知興替；以人為鏡，可以明得失。”；其中“以古為鏡，可以知興替”說的就是可以通過歷史來預測未來（當然原句的翻譯是：用歷史當作鏡子，可以知道國家興亡的原因；）。雖然不能知曉未來，但是可以通過前面呼叫的頁的順序來推測未來哪些頁是常用的。理論基礎就是程式的空間區域性性。

LRU演算法就是這樣：選最近最長一段時間沒有使用的頁淘汰(最近最少使用)。

LRU演算法的準確實現：用時間戳

用時間戳來記錄每頁的訪問時間，比如某個程式訪問頁的順序為：A 、B 、C 、A 、B 、D 、A 、D 、B 、C 、B；該程式只有三個頁框。那麼使用時間戳
實現，如下圖：

第一次將A放入頁框中，並記錄當前時間為1；第二次將B放入頁框中，並記錄當前時間為2；第三次將C放入頁框中，並記錄當前時間為3；第四次又是訪問A頁，更新A頁訪問時間，第五次訪問B頁，更新B頁訪問時間；第六次訪問D頁，不存在，那麼就在A、B、C頁中選擇一個最早使用的也就是數字最小的替換，即C頁。這種方式理論上是可行的，但是每次地址訪問都要修改時間戳，需要維護一個全域性時鐘，需要找到最小值……實現代價太大了。

LRU演算法的準確時間：用頁碼棧

還是上面的例子，

每次地址訪問都需要修改棧，實現代價也比較大。其實LRU準確實現用的少，因此維護代價太高了。從上面兩種演算法可以看出，主要是在維護時間戳上面花費的時間比較多，但是能不能將LRU演算法做一個優化呢？或者說近似實現？

clock演算法

LRU的近似實現 - 將時間計數變為是和否

二次機會演算法

具體操作是這樣的，每頁增加一個引用位( R )，每一次訪問該頁時，就將該位置為1。當發生缺頁時用一個指標檢視每一頁的引用位，如果是1則將其置為0，如果是0就直接淘汰。如下圖：

用這種方式實現就不必維護時間戳了，提高了記憶體使用效率。但是這種演算法真的可以使用嗎？在實際中，缺頁的情況肯定不會很多；如果缺頁很多了，說明記憶體太小了或者演算法不行。那當這個演算法缺頁很少的情況會怎麼樣呢？假設初始狀態所有的頁的引用位都是1，這是很有可能的，因為缺頁情況少，程式使用的一直是記憶體裡面存在的頁。那麼當發生缺頁時，指標轉一圈之後將所有的頁的引用位都置為0，沒找到能替換的，繼續轉，這時候發現最開始那個頁引用位為0，將其置換出去，指標後移；然後又一段時間沒有發生缺頁，所有頁的引用位都為1，當發生缺頁之後，又會將這一輪最開始的那一頁置換出去；然後指標後移，一段時間之後發生缺頁，又會將這一輪最開始的那一頁置換出去。wait…，這不是變成FIFO了嗎。

究其原因還是因為指標掃描的時間太長了，也就是記錄了太長的歷史資訊。其中一個解決辦法是再加一個指標用來清除每一頁的引用位，可以放在時鐘中斷裡面，定時清除；這個時間可以事先設定好，也可以在軟體裡面實現。

給程式分配多少個頁框

嗯嗯，現在置換策略有了，但是還有一個問題需要解決：給程式分配多少個頁框。

如果分配的多了，那麼請求調頁導致的記憶體高效利用就沒有了。而且記憶體就那麼大，如果每一個程式分配很多的話，跑的程式數量就少了。如果分配的少，系統內程式增多，每個程式的缺頁率增大，當缺頁率大到一定程度，程式就會總等待調頁完成，導致cpu利用率降低。如下圖

中間那個急劇下降的狀態稱為顛簸。一種可以採用的方法是，先給程式分配一定數量的頁框，如果增加頁框能增加cpu利用率，就慢慢增加，如果導致cpu利用率減少，就降低頁框分配。當然實際情況下每個程式對應的頁框數量肯定是得動態調整的。

參考資料

哈工大李志軍作業系統