虚拟存储器采用的页面调度算法是“先进先出”（FIFO）算法吗

虚拟存储器采用的页面调度算法是“先进先出”（FIFO）算法吗。常见的替换算法有4种。

①随机算法：用软件或硬件随机数产生器确定替换的页面。

②先进先出：先调入主存的页面先替换。

③近期最少使用算法（LRU，Least Recently Used）：替换最长时间不用的页面。

④最优算法：替换最长时间以后才使用的页面。这是理想化的算法，只能作为衡量其他各种算法优劣的标准。

虚拟存储器的效率是系统性能评价的重要内容，它与主存容量、页面大小、命中率，程序局部性和替换算法等因素有关。

扩展资料

虚拟存储器地址变换基本上有3种形虚拟存储器工作过程式：全联想变换、直接变换和组联想变换。任何逻辑空间页面能够变换到物理空间任何页面位置的方式称为全联想变换。每个逻辑空间页面只能变换到物理空间一个特定页面的方式称为直接变换。

组联想变换是指各组之间是直接变换，而组内各页间则是全联想变换。替换规则用来确定替换主存中哪一部分，以便腾空部分主存，存放来自辅存要调入的那部分内容。

在段式虚拟存储系统中，虚拟地址由段号和段内地址组成，虚拟地址到实存地址的变换通过段表来实现。每个程序设置一个段表，段表的每一个表项对应一个段，每个表项至少包括三个字段：有效位(指明该段是否已经调入主存)、段起址(该段在实存中的首地址)和段长(记录该段的实际长度)。

参考资料来源：百度百科-虚拟存储器

FIFO：即先进先出算法，就是先进去的页在位置不够时先淘汰。所以具体如下：

主存开始为空

访问1，1不在主存中，产生缺页中断，添加，主存里现在是：1

访问2，2不在主存中，产生缺页中断，添加，主存里现在是：1,2

以此类推，

1,2,3（缺页中断）

1,2,3,6（缺页中断）

访问4，4不在主存中，缺页中断，主存满了，最早的1淘汰，主存里现在是：2,3,6,4

然后3,6,4,7（缺页中断，2淘汰）

然后3，3在主存中，不产生中断

然后6,4,7,2（缺页中断，3淘汰）

4,7,2,1（缺页中断，6淘汰）

4在主存中，不中断

7在主存中，不中断

7,2,1,5（缺页中断，4淘汰）

2,1,5,6（缺页中断，7淘汰）

5在主存中，不中断

2在主存中，不中断

1在主存中，不中断

整个FIFO过程就是这样。

LRU是最近最久未使用的先淘汰，具体如下：

1（缺页中断）

1,2（缺页中断）

1,2,3（缺页中断）

1,2,3,6（缺页中断）

2,3,6,4（缺页中断，1最久没用过，淘汰）

3,6,4,7（缺页中断，2最久没用过，淘汰）

3在主存中，不中断，3最近使用过，主存中顺序调整为6,4,7,3

4,7,3,2（缺页中断，6最久没用过，淘汰）

7,3,2,1（缺页中断，4最久没用过，淘汰）

3,2,1,4（缺页中断，7最久没用过，淘汰）

2,1,4,7（缺页中断，3最久没用过，淘汰）

1,4,7,5（缺页中断，2最久没用过，淘汰）

4,7,5,6（缺页中断，1最久没用过，淘汰）

5在主存中，调整顺序为4,7,6,5

7,6,5,2（缺页中断，4最久没用过，淘汰）

6,5,2,1（缺页中断，7最久没用过，淘汰）

整个LRU过程就是这样。

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我们知道，进程运行需要各种各样的系统资源，如内存、文件、打印机和最

宝贵的 CPU 等，所以说，调度的实质就是资源的分配。系统通过不同的调度算法（Scheduling Algorithm）来实现这种资源的分配。通常来说，选择什么样的调度算法取决于资源分配的策略（Scheduling Policy）。

有关调度相关的结构保存在 task_struct 中，如下：

active_mm 是为内核线程而引入的，因为内核线程没有自己的地址空间，为了让内核线程与普通进程具有统一的上下文切换方式，当内核线程进行上下文切换时，让切换进来的线程的 active_mm 指向刚被调度出去的进程的 active_mm（如果进程的mm 域不为空，则其 active_mm 域与 mm 域相同）。

在 linux 26 中 sched_class 表示该进程所属的调度器类有3种：

进程的调度策略有5种，用户可以调用调度器里不同的调度策略：

在每个 CPU 中都有一个自身的运行队列 rq，每个活动进程只出现在一个运行队列中，在多个 CPU 上同时运行一个进程是不可能的。

运行队列是使用如下结构实现的：

tast 作为调度实体加入到 CPU 中的调度队列中。

系统中所有的运行队列都在 runqueues 数组中，该数组的每个元素分别对应于系统中的一个 CPU。在单处理器系统中，由于只需要一个就绪队列，因此数组只有一个元素。

内核也定义了一下便利的宏，其含义很明显。

Linux、c/c++服务器开发篇-------我们来聊聊进程的那些事

Linux内核 进程间通信组件的实现

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在分析调度流程之前，我们先来看在什么情况下要执行调度程序，我们把这种情况叫做调度时机。

Linux 调度时机主要有。

时机1，进程要调用 sleep() 或 exit() 等函数进行状态转换，这些函数会主动调用调度程序进行进程调度。

时机2，由于进程的时间片是由时钟中断来更新的，因此，这种情况和时机4 是一样的。

时机3，当设备驱动程序执行长而重复的任务时，直接调用调度程序。在每次反复循环中，驱动程序都检查 need_resched 的值，如果必要，则调用调度程序 schedule() 主动放弃 CPU。

时机4 ， 如前所述， 不管是从中断、异常还是系统调用返回， 最终都调用 ret_from_sys_call()，由这个函数进行调度标志的检测，如果必要，则调用调用调度程序。那么，为什么从系统调用返回时要调用调度程序呢？这当然是从效率考虑。从系统调用返回意味着要离开内核态而返回到用户态，而状态的转换要花费一定的时间，因此，在返回到用户态前，系统把在内核态该处理的事全部做完。

Linux 的调度程序是一个叫 Schedule() 的函数，这个函数来决定是否要进行进程的切换，如果要切换的话，切换到哪个进程等。

从代码分析来看，Schedule 主要完成了2个功能：

进程上下文切换包括进程的地址空间的切换和执行环境的切换。

对于 switch_mm 处理，关键的一步就是它将新进程页面目录的起始物理地址装入到寄存器 CR3 中。CR3 寄存器总是指向当前进程的页面目录。

switch_to 把寄存器中的值比如esp等存放到进程thread结构中，保存现场一边后续恢复，同时调用 __switch_to 完成了堆栈的切换。

在进程的 task_struct 结构中有个重要的成分 thread，它本身是一个数据结构 thread_struct, 里面记录着进程在切换时的（系统空间）堆栈指针，取指令地址（也就是“返回地址”）等关键性的信息。

关于__switch_to 的工作就是处理 TSS （任务状态段）。

TSS 全称task state segment，是指在 *** 作系统进程管理的过程中，任务（进程）切换时的任务现场信息。

linux 为每一个 CPU 提供一个 TSS 段，并且在 TR 寄存器中保存该段。

linux 中之所以为每一个 CPU 提供一个 TSS 段，而不是为每个进程提供一个TSS 段，主要原因是 TR 寄存器永远指向它，在任务切换的适合不必切换 TR 寄存器，从而减小开销。

在从用户态切换到内核态时，可以通过获取 TSS 段中的 esp0 来获取当前进程的内核栈 栈顶指针，从而可以保存用户态的 cs,esp,eip 等上下文。

TSS 在任务切换过程中起着重要作用，通过它实现任务的挂起和恢复。所谓任务切换是指，挂起当前正在执行的任务，恢复或启动另一任务的执行。

在任务切换过程中，首先，处理器中各寄存器的当前值被自动保存到 TR（任务寄存器）所指定的任务的 TSS 中；然后，下一任务的 TSS 被装入 TR；最后，从 TR 所指定的 TSS 中取出各寄存器的值送到处理器的各寄存器中。由此可见，通过在 TSS 中保存任务现场各寄存器状态的完整映象，实现任务的切换。

因此，__switch_to 核心内容就是将 TSS 中的内核空间（0级）堆栈指针换成 next->esp0。这是因为 CPU 在穿越中断门或者陷阱门时要根据新的运行级别从TSS中取得进程在系统空间的堆栈指针。

thread_structesp0 指向进程的系统空间堆栈的顶端。当一个进程被调度运行时，内核会将这个变量写入 TSS 的 esp0 字段，表示这个进程进入0级运行时其堆栈的位置。换句话说，进程的 thread_struct 结构中的 esp0 保存着其系统空间堆栈指针。当进程穿过中断门、陷阱门或者调用门进入系统空间时，处理器会从这里恢复期系统空间栈。

由于栈中变量的访问依赖的是段、页、和 esp、ebp 等这些寄存器，所以当段、页、寄存器切换完以后，栈中的变量就可以被访问了。

因此 switch_to 完成了进程堆栈的切换，由于被切进的进程各个寄存器的信息已完成切换，因此 next 进程得以执行指令运行。

由于 A 进程在调用 switch_to 完成了与 B 进程堆栈的切换，也即是寄存器中的值都是 B 的，所以 A 进程在 switch_to 执行完后，A停止运行，B开始运行，当过一段时间又把 A 进程切进去后，A 开始从switch_to 后面的代码开始执行。

schedule 的调用流程如下：

在分页存储管理方式中 ：不具备页面对换功能，不支持虚拟存储器功能，在调度作业运行时 ,必须将它的所有页面一次调入内存 ,若内存没有足够的块, 则作业等待的这种分页管理方式被称为纯分页或基本分页存储管理方式

而请求分页管理方式是支持虚拟存储的,具备了页面的对换功能调度作业时 是将它的 一部分（而不是全部） 放入内存当发现页面缺少时 会发出一个缺页请求 从外存调用页面文件进入内存

基于以上所述：基于这一点，请求分页存储管理可以提供虚存，而分页存储管理却不能提供虚存。

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