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内存的理解
- 内存：内存是用于存放数据的硬件。程序执行前需要先放到内存中才能被CPU处理
- 内存中有一个个的小房间，每个小房间就是一个存储单元；给这些小房间编号，那么这就是内存的地址（内存地址从0开始，每个地址对应一个存储单元）
- 判断内存存储单元的大小：若计算机按字节编址，则每个存储单元的大小为1字节，即1B（8个二进制位）；若字长为16位的计算机按字编址，则每个存储单元的大小为1个字（每个字大小为16位，也就是2字节）
- 理解电脑有4GB内存：指该内存可以存放4*2^30个字节。若按字节编址的话，也就是4*2^30个小房间，这么多的小房间需要2^32个地址才能一一标识，所以地址需要用32个二进制位来表示
进程的运行原理
指令
我们用高级语言写的这些代码经过编译之后会形成与他对等的机器指令，这些指令是用机器语言（二进制）写的可以被CPU所识别，CPU会根据我们的这些指令来完成一些事情来完成我们指定的一些操作；
指令各个位置的含义
CPU会根据指令前几位来判断让他干啥事（如指令1的第一位：操作码，告诉cpu要进行数据传送、后面的两组数据为两个参数，就是让CPU将内存单元为01001111地方的数据取出，放入地址为00000011的寄存器中）
简单理解过程：CPU将内存中的数据移动到寄存器后在寄存器执行运算完成后再放回内存
注意：
- 一般变量都存放在数据段里，指令都存放在程序段里
- 在上面的例子中指令直接给出了变量x实际存放的地址（物理地址）但实际生成机器指令的时候并不知道该进程的数据会被放到什么位置，所以编译生成的指令中一般使用逻辑地址（相对地址）
从写程序要程序运行
编译：由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块（把高级语言翻译为机器语言）
链接：由链接程序将编译好的一组目标模块，以及所需要的库函数链接在一起，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
链接的三种方式
- 静态链接：在程序运行之前，先将各个目标模块及他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
- 装入时动态链接：将各个目标模块装入内存时，边装入，边连接的链接方式
- 运行时动态链接：在程序执行中需要该目标模块时才对他进行链接。其优点是便于修改和更新，便于对目标模块的共享
装入的三种方式（逻辑地址转换为物理地址）
绝对装入
含义：在编译时，若知道程序将放到内存中的具体那个位置，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
静态重定位
含义：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。可以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，将逻辑地址转换为物理地址（地址的变换是在装入时一次完成的）
动态重定位
含义：又称动态运行时装入。编译、链接后的装入模块地址都是从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化为物理地址，而是把地址的转化推迟到程序执行时才进行。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
理解：装入程序将装入模块放入内存的时候也不会修改指令中的地址，这些地址的转变需要留到运行的时候才会进行；系统会设置一个重定位寄存器用于存放这个程序的起始位置（如100）CPU在执行指令的时候若涉及到访问某一个地址的内存单元，那么他会把逻辑地址的值和重定位寄存器的值相加；如进行指令1，那么该内存单元的实际物理地址为180
内存管理
- 操作系统负责内存空间的分配与回收
- 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
- 操作系统需要提供地址转换功能，负责程序逻辑地址与物理地址的转换
- 操作系统需要提供内存保护功能，保证各进程在各自的存储空间内运行互不干扰
内存保护的两种方法
- 在CPU中设置了一对上下限寄存器，存放进程的上下限地址。进程的指令要访问某个地址时，CPU检查是否越界
- 采用重定位寄存器（又称基址寄存器）和界地址寄存器（又称限长寄存器）进行越界检查。重定位寄存器中存放的是进程的起始物理地址；界地址寄存器存放的是进程的最大逻辑地址
内存空间的扩充
覆盖技术
前言：早期的计算机内存很小，比如IBM推出的第一台PC机最大支持1mb内存，因此经常会出现大小不够的情况，后来人们引入了覆盖技术，用来解决程序大小超过物理内存总合的问题
覆盖技术的思想：将程序分为多个段，常用的段常驻内存，不常用的段在需要时调入内存。
理解：假设程序x有如下调用结构，A模块会依次调用B模块和C模块（B/C模块只可能被A模块在不同的时间段调用）同样的，B->D、C->E/F；我们就可以把模块A放到固定区，由于B/C模块不可能同时被访问，所以可以让B/C共享一个覆盖区；以下以此类推
注意：
- 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
- 覆盖区的大小要以段中更大模块需要的内存为准
- 覆盖技术中程序的调用结构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，增加了用户编程的负担
交换技术
技术思想：内存空间紧张时，系统将内存中某些进程暂时换出外存，把外存中某些已经具备运行条件的进程换入内存（进程在内存与磁盘之间动态调度）
注意：
- 进程的PCB需要常驻内存的原因：进程被换出外存之后我们必须要通过某种方式记录下来该进程放到外存的什么位置；进程存放位置的信息就记录在与它对应的PCB中，操作系统就可以根据PCB中记录的信息对这些进程进行管理
- 文件区与对换区：具有交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的速度，因此通常对换区采用连续分配的方式。总之，对换区的I/O速度比文件区更快
- 交换时机：交换通常在许多进程运行且内存吃紧时运行，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；若缺页明显下降，就可以暂停换出
- 换出的具体进程：可优先换出阻塞进程；可优先换出优先级低的进程；为了防止优先级低的进程在调入内存后很快又被换出来，有的系统还会考虑进程在内存的驻留时间
内存空间的分配与回收
连续分配方式
连续分配：指为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间
连续分区分配方式分类
- 单一连续分配
- 固定分区分配
- 动态分区分配
单一连续分配
前言：在单一连续分配方式中，内存被分为系统区和用户区。系统区通常位于内存的低地址部分，用于存放操作系统相关数据；用户区用于存放用户进程相关数据。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。
优缺点
- 优点：实现简单；无外部碎片；可以采用覆盖技术扩充内存；不一定需要内存保护
- 缺点：只能用于单用户、单任务的操作系统中；有内部碎片；存储器利用率极低
固定分区分配
前言：20世纪60年代出现了支持多道程序的系统，为了能在内存中装入多道程序，且这些程序之间又不会相互干扰，于是将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区，在每个分区中只装一道作业，这样就形成了最早的、最简单的一种可运行多道程序的内存管理方式
固定分区分配方式分类
- 分区大小相等：缺乏灵活性，但是很适用于用一台计算机控制多个相同对象的场合
- 分区大小不等：增加了灵活性，可以满足不同大小的进程需求；根据常在系统中运行作业大小情况进行划分
分区说明表
前言：
- 操作系统记录内存中各个分区空闲或分配情况方式：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（行）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（是否已经分配）
- 当某用户程序要装入内存时，由操作系统内核程序根据用户程序的大小检索该表，从中找到一个能满足大小的、未分配的分区，将之分配给该程序，然后修改该状态为已分配
固定分区分配优缺点
- 优点：实现简单，无外部碎片。
- 缺点：当用户程序太大，可能所有的分区都不能满足需求，此时不得不采用覆盖技术来解决，但这又会降低性能；会产生内部碎片，内存利用率低。
动态分区分配
含义：动态分区分配又称可变分区分配，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的建立分区，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
系统常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
空闲分区表
空闲分区表：每个空闲分区对应一个标项（行），表项中包含区号、分区大小、分区起始位置等地址信息
空闲分区链
空闲分区链：每个分区的起始部分和末尾部分分别设置前向指针和后向指针。起始部分处还可记录分区大小，空闲分区的起始地址等信息
注意：
- 当很多的空闲分区都满足分配需求时就会按照一定的动态分区分配算法从空闲分区表（空闲分区链）中选择一个分区分配给该作业
- 分区的分配与回收需要按照逻辑来更改空闲分区表或空闲分区链的表项（增加或减少或合并）
内部碎片与外部碎片
- 内部碎片：分配给某进程的内存区域内，若有些部分没用上则就称为内部碎片（空闲分区能用）
- 外部碎片：是指内存中的某些空闲分区太小而难以利用（空闲分区不能用，这里若很多空闲分区不能用但所有空闲分区加起来就可以为该进程分配内存空间，那么可以通过紧凑技术来解决外部碎片问题）
注意：紧凑技术就是把各个进程挪位，把他们全部聚集到一起，进而挪出一个更大的连续空闲区间；如此那么就可以满足进程的内存分配需求；但是紧凑之后需要把各个进程的起始地址修改掉。
动态分区分配算法
前言：在动态分区分配方式中，当有很多空闲分区都能满足需求时，该选择那个分区进行分配呢
离散分区分配方式
前言：连续分配方式要求进程占用的必须是一整段的连续的内存区域；因此，人们想到能不能将一个进程分散的装到许多不相邻的的分区当中，如此便可更充分地利用内存，而无需再进行紧凑这种代价很高的操作，所以基于这一思想便产生了非连续分配方式（离散分配方式）
离散分配方式：为用户进程分配的可以是一些离散的内存空间
案例：假设一个系统采用固定分区分配方式如下，此时有一个进程A大小为23MB要进行分配，若按连续分区分配方式显然不合适的；因此可以使用非连续分配方式
解决思路：允许进程占用多个区，那么可以把进程拆分成10MB+10MB+3MB，再把这三个分别放入分区中（这些分区可以不连续）
离散分区分配方式内容
- 基本分页存储管理
- 基本分段存储管理
- 段页式存储管理
基本分页存储管理
思想：把内存分为一个个相等的小分区，再按照分区大小把进程拆分成一个个的小部分。
基本概念
- 页框：将内存分区分为一个个大小相等的分区，每个分区是一个页框，或页帧、内存块、物理块
- 页框号：每个页框都有一个编号，即页框号（页帧号、内存块号、物理块号）页框号从0开始
- 页面：我们把进程的地址空间分为与页框大小相等的一个个区域，称为页、页面
- 页号：每个页面也有一个编号，即页号，页号也是从0开始的
注意：
- 一个进程的页面可能没有页框这么大，因此页框不能太大，否则可能产生过大的内存碎片
- 操作系统会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着一一对应的关系。
- 各个页面不必连续存放，也不必按照先后顺序来，可以放到不相邻的各个页框中
地址转换
前言：
- 动态重定位思想：我们要记录下各个模块的起始位置，而由于每个模块之内是连续存放的，因此我们可以用模块的起始位置+我们要实际访问内存单元的逻辑地址就可以最终的物理地址
- 这个逻辑地址，我们可以理解为模块在内存中的起始地址+目标内存单元相对于起始位置的偏移量
分页存储地址转换思想：我们可以把每个页面看成一个个连续存放的模块，虽然各个页面之间是离散存放的；但是页面之内这些内存单元其实是连续的；所以，若我们知道一个模块在内存中的起始地址是多少，并且这个模块相对与页面起始地址而言偏移量是多少，那么我们就可以很方便的算出这个逻辑地址实际对应的物理地址
具体属性计算
- 页号=逻辑地址/页面长度（取除法的整数部分）
- 页内偏移量=逻辑地址%页面长度（取除法的余数部分）
- 页面在内存中的起始位置：操作系统需用某种数据结构记录进程各个页面的起始位置
注意：计算机为了方便计算页号、页内偏移量、页面大小一般要为2的整数倍
注意：把前面20个红色字母算出10进制所对的数刚好为页号（页数+页面偏移量）
结论：若每个页面大小为2^kB，用二进制表示逻辑地址，那么末尾k位即页内偏移量，其余部分就是页号
分页存储管理的逻辑地址结构
注意：
- 若有K位表示页内偏移量，则说明该系统中的一个页面大小位2^k个内存单元
- 若有M位表示页号，则说明在该操作系统中，一个进程最多允许有2^m个页面
页表
前言：为了能够知道每个页面在内存中的起始位置，操作系统要为每一个进程建立一张页表
注意：
- 一个进程对应一张页表，进程的每一页对应一个页表项
- 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内存块（页框）之间的对应关系
- 每个页表项的长度是相同的，页号是隐含的（只需要知道页表存放的的起始地址，和页表项长度，即可找到各个页号对应页表项存放的位置）
基本地址变换机构
前言：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PCB中，当进程被调度时，操作系统内核会把他们放到页表寄存器中。
案例：设页面大小为L，逻辑地址A到物理地址E的变换过程如下
具体过程
- 根据逻辑地址（页面长度）计算出页号和页内偏移量
- 检查该页号是否越界
- 页号合法则根据页号和页表始址来计算出页号对应的页表项，并获得内存块号
- 使用内存块号和页内偏移量来计算出最终的物理地址
- 访问目标内存单元
注意：
- 若一个进程需要被调度（需要上处理机运行）进程切换相关的内核程序就会把进程的运行环境恢复，进程环境相关信息本来保存在PCB中，之后内核程序会把这些信息放到相应的寄存器中
- 实际应用中，通常使一个页框恰好能放入整数个页表项
- 为了方便找到页表项，页表一般是放在连续的内存块中的
具有快表的地址变换机构
局部性原理
- 时间局部性：若执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很可能再次执行；若某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问（程序中存放着大量的循环）
- 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）
在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，可能连续多次查到的都是同一个页表项。既然如此，那么就可以利用这个特性减少访问页表的次数
快表是什么
含义：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冲存储器，用来存放当前访问的若干页表项，以加速地址变换的过程。与此对应，内存中的页表常称为慢表
访问快表的地址变换过程
- CPU给出逻辑地址，由某个硬件算得页号，页内偏移量，将页号与快表中的所有页号进行比较。
- 若找到匹配的页号，说明要访问的页表项在快表中有副本，则直接从中取出该页对应的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元（因此，若快表命中，则访问某个逻辑地址仅需一次访存即可）
- 若没有找到匹配的页号，则需要访问内存中的页表，找到对应的页表项（同时将该页表项存入快表，以便后面可能再次访问；若快表已经满了，则需要按照一定的算法对旧的页表项进行替换），得到页面中存放的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元（因此，若快表未命中，则访问某个逻辑地址需要两次访存）
案例分析
假设进程的前两条指令依次存放在（页号，页内偏移量）——（0，0）（0，4），CPU依次执行这两条指令
理解：
- 执行第一条指令：PC中存放（0，0），这个逻辑地址会被拆分成页号和页内偏移量，之后会对页号进行合法性检查；确认页号的合法性后，会用页号查询快表，看快表中有没有和这个页号对应的页表项（最开始快表为空）查询块表未命中；此时用页表始址和页号计算出慢表的页表项（查询到慢表的页表项后系统会把这个页表项自动复制到快表当中），并得出内存号；根据内存号和页内偏移量来获得物理地址进而访问目标内存单元
- 执行第二条指令：PC中存放（0，4），这个逻辑地址会被拆分成页号和页内偏移量，之后会对页号进行合法性检查；确认页号的合法性后，会用页号查询快表，看快表中有没有和这个页号对应的页表项；由于我们想要查的是0号页面，之前已经复制了，可以直接从快表获得内存块号；根据内存号和页内偏移量来获得物理地址进而访问目标内存单元
快表与慢表总结
两级页表
单级页表的问题
- 问题1：页表必须连续的存放，因此当页表很大时，需要占用很多个连续的页框
- 问题2：没有必要让整个页表常驻内存，因为进程再一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面
解决问题1
可以将长长的页表进行分组，使每个内存块刚好可以放入一个分组，另外还要为离散分配的页表再建立一张页表，称为页目录表，或称外层页表或称顶层页表
具体案例
32位逻辑地址空间，页表项大小为4B，页面大小为4KB，则页内地址占12位；可以计算出每个页面可存放4K/4=1K=1024个页表项；今有一个进程有2^20个页面，页面太多需要分组拆分放入内存块
简单理解：
- CPU给出逻辑地址，将逻辑地址分为一级页号，二级页号，页内偏移量；
- 从PCB中读取页目录表始址，再通过一级页号和找到二级页表所对应的内存块号进而找到二级页表；
- 通过二级页号找到二级页表的页表项进而得出内存单元所在的内存块号
- 通过内存块号和页内偏移量来得出内存单元的物理地址
- 通过内存访问物理地址来访问目标内存单元
解决问题2
可以在需要访问页面时才把页面调入内存（虚拟内存技术）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
注意：若想访问的页面不在内存中，则产生缺页中断（内中断）然后将页面从外存调入内存。
基本分段存储管理方式
分段含义
前言：进程的地址空间会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，程序使用段名来编程）每段从0开始编程
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的空间，但各段之间可以不相邻
注意：由于各个分段是按照逻辑功能模块来划分的，并且段名也是用户自己定义的，所以用户编程更方便，可读性更高。
分段系统的逻辑地址结构
注意：
- 分段系统的逻辑地址结构由段号（段名）和段内地址（段内偏移量）所组成
- 段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
- 段内地址的位数决定了每个段的最大长度是多少
段表
含义：程序被分成了多个段，各段离散的装入内存，为了保证程序能正常运行，就必须能从物理内存中找到各个段的存放位置。为此，需要为每一个进程建立一张段映射表，简称段表。
注意：
- 段表记录了各个逻辑段在内存中的存放位置
- 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）和段长
- 各个段表项的长度相同（一般每个段表项长度为6B）
- 段表的段号是隐含的，因为可以通过段表始址和段表项长度来推断出来
分段存储的地址变换
前言：若一个进程需要被调度（需要上处理机运行）进程切换相关的内核程序就会把进程的运行环境恢复，进程环境相关信息本来保存在PCB中，之后内核程序会把这些信息放到相应的寄存器中
变换过程：
- 系统根据逻辑地址得到段号S和段内地址W
- 判断段号是否越界。若S>=M，则产生越界中断，否则继续执行
- 根据段号和段表始址找到对应的段表项，接着就可以读出段表项内容
- 检查段内地址是否超过段长。若W>=C，则产生越界中断，否则继续执行
- 根据段基址B+段内地址W就得到物理地址，进而访问内存单元
注意：段号从0开始，段表长度最少是1
分段与分页管理的对比
- 页是信息的物理单位，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，对用户不可见
- 段是信息的逻辑单位，分段的主要目的是为了满足用户的需求。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，用户编程时需要显示的给出段名。
- 页的大小固定且由系统决定；段的长度不固定，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，程序员只需要给出一个记忆符就可表示一个地址
- 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。
- 分页和分段访问逻辑地址都需要两次访存
- 分段与分页类似，分段系统中也可以引入快表机构，将近期访问过的段表项放到快表中，这样可以少一次访问，加快地址变换速度
分段共享
注意：
- 只需要让各个进程的段表项指向同一个段即可实现共享
- 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，各进程并发的同时访问可能造成数据不一致）
分页共享
前言：分段比分页更容易实现信息的共享与保护
注意：这里面页面不是按照逻辑模块划分的，这就很难实现共享（信息的保护机制也一样，橙色的不允许其他进程访问，绿色允许其他进程访问）
段页式管理方式
分页与分段优缺点
段页式管理
总结：
- 将进程按照逻辑模块分段，再将各段进行分页
- 再将内存空间分为大小相同的内存块/页框/页帧/物理块
- 将进程的各页面分别装入各内存块中
段页式系统的逻辑地址结构
注意：
- 段页式管理逻辑地址结构由段号、页号、页内地址（页内偏移量）组成
- 段号的位数决定了每个进程最多可以分为几个段
- 页号的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
段页式具体流程
总结：
- 在进程上处理机运行前会从PCB中读出段表始址和段表长度这些信息放到段表寄存器中
- 根据逻辑地址得到段号、页号和页内偏移量
- 判断段号是否越界，若S>=M，则产生越界中断，否则继续执行
- 段号合法后就会根据段号和段表始址来得出段号对应的段表项。
- 页号是否越界，若页号>=页表长度，则发生越界中断，否则继续执行
- 页号合法后就会根据页号得到具体的内存块号
- 根据内存块号和页内偏移量得到对应的物理地址进而访问内存单元
注意：段页式会访存3次，当然也可引入快表机制，用段号和页号作为查询块表的关键字。若快表命中，则仅需一次访存。
虚拟内存
传统存储管理方式
传统存储管理方式特征
- 一次性：作业必须一次性全部装入内存后才能开始运行。这就会造成两个问题：1作业很大时不能全部装入内存，导致大作业无法运行；2当大量作业要求运行时，由于内存无法容纳所有作业，因此只有少量作业能运行，导致多道程序并发度下降
- 驻留性：一旦作业被装入内存，就会一直驻留在内存中，直至作业运行结束。事实上，在这一时间段内，只需要访问作业的一小部分数据即可正常运行，这就导致了内存中会驻留大量的、暂时用不到的数据，浪费了宝贵的内存资源
局部性原理的应用
高速缓冲技术思想：将近期会频繁访问到的数据放到更高速的存储器中，暂时用不到的数据放在更低速的存储器中。
虚拟内存的定义
- 基于局部性原理，在程序装入内存时，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，当访问的信息不存在内存时，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
虚拟内存的特征
- 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：从逻辑上扩充内存容量，使用户看到的内存容量，远大于实际容量
如何实现虚拟内存技术
前言：虚拟内存技术，允许一个作业分多次调入内存。若采用连续分配方式，会不方便实现。因此，虚拟内存技术的实现需要建立在离散分配的内存管理方式上
虚拟内存技术与传统离散分配方式区别
- 请求调页/段：在程序执行过程中，当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
- 页面/段置换：若内存空间不足，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出外存
请求分页管理方式
页表机制
前言：
- 与基本分页管理相比，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；若还没调入，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那个页面；有的页面没被修改过，就不用浪费时间写回外存。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
请求分页存储管理页表新增字段
- 状态位：是否已经调入内存（0：没有，1：调入）
- 访问字段：可记录最近被访问过几次，或记录上次访问的时间，供置换算法选择换出页面时参考（可以选择把访问次数少的页面换出外存）
- 修改位：页面调入内存后是否被修改过
- 外存地址：页面在外存中存放的位置
缺页中断机制
- 在请求分页系统中，每当访问的页面不在内存时，便会产生一个缺页中断，然后由操作系统的缺页中断处理程序处理中断
- 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
- 若内存中有空闲块，则为进程分配一个空闲块，将所缺的页面装入该块，并修改页表中相应的页表项
- 若内存中没有空闲块，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
注意：
- 缺页中断是因为当前执行的指令想要访问的目标页面未调入内存而产生的，因此属于内中断
- 一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断
请求分页地址变换机构
过程：
- 在进程上处理机运行前会从PCB中读出页表始址和页表长度这些信息放到段表寄存器中
- 根据逻辑地址得到页号和页内偏移量
- 检查页号的合法性，看页号是否越界（和页表长度相比）
- 页号没有越界，那么就查询快表中有没有页号对应的页表项，若快表命中，那么就可以直接得到对应的物理地址，若快表没命中，那么就会查询内存中的慢表
- 根据页表始址和页号得到对应的页表项，此时检查状态位看该页面是否已经在内存中了，若没在内存中，那么缺页终端机构就会产生缺页中断的信号，之后就由操作系统的缺页中断处理程序进行处理（包括调页、页面置换等），当页面调入之后也需要修改页表项的数据；同时将对应的页表项复制到快表，若快表已经满了，则需要按照一定的算法对旧的页表项进行替换）
- 从页表项中取出内存块号和页内偏移量，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。
注意：在请求分页管理方式当中，若能够在快表中找到某一页面对应的页表项，那么就说明该页面肯定在内存中；若一个页面被换出了外存，那么快表项当中对应的页表项也应该被删除。
页面置换算法
前言：在程序的执行过程中，当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外存，页面置换算法其实就是用来选择到底要把那个页面换出外存
注意：页面的换入和换出需要磁盘IO，会有较大的开销，因此好的页面置换算法应该追求更少的缺页率
最佳置换算法
思想：每次选择淘汰页面将是以后永不使用，或者在长时间内不再被访问的页面，这样可以保证最低的缺页率
注意：最佳置换算法可以保证最低的缺页率，但实际上，只有在进程执行的时候才知道接下来会访问的是那个页面。操作系统无法提前的预判页面的访问序列，因此最佳置换算法无法实现。
先进先出置换算法
思想：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
Belady异常：当为进程分配的物理块数增大的时候，缺页的次数不减反增的异常现象（只有FIFO算法会产生该异常）
最近最久未使用置换算法
思想：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
注意：该算法的实现需要专门的硬件支持，虽然算法性能，但是实现困难，开销大
时钟置换算法
前言：最佳置换算法性能最好，但无法实现；先进先出置换算法实现简单，但算法性能差；最近最久未使用置换算法性能好，是最接近OPT算法性能的，但实现起来需要专门的硬件支持，算法开销大
时钟置换算法：一种性能和开销较为均衡的算法，又称clock算法，或最近未用算法
简单clock算法实现：为每个页面设置一个访问位，再将内存中的页面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，只需要检查页的访问位。若为0，就选择将该页换出；若为1，则将他置为0，暂不换出，继续检查下一个页面，若第一轮扫面的所有页面都为1，则将这些页面的访问位依次置为0后，在进行第二轮扫描（第二轮扫描中一定会有访问位为0的页面，因此简单的clock算法选择一个淘汰页面最多会经历两轮扫描）
改进型的时钟置换算法
前言：
- 简单时钟置换算法仅考虑到了一个页面最近是否被访问过。事实上，若被淘汰的页面没有被修改过，就不需要执行IO操作写回外存，只有被淘汰的页面被修改过时才需要写回外存。
- 因此除了考虑一个页面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，优先淘汰没有修改过的页面，避免IO操作。这就是改进型的时钟置换算法思想。
- 修改位为0表示页面没有被修改过；修改位为1，表示页面被修改过
- 为了方便讨论用（访问位，修改位）的行式表示各页面的页面状态，如（1，1）表示一个页面近期被访问过，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
页面置换算法总结
页面分配策略
驻留集
驻留集：请求分页存储管理中给进程分配的整个物理块的集合
注意：
- 在采用了虚拟存储技术的系统中，为了在逻辑上提升内存利用率，驻留集的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
- 若驻留集太大，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
页面分配
- 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。即驻留集大小不可变
- 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。即驻留集可变
置换策略
- 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
分配置换策略
调入页面时机
- 预调页策略：根据局部性原理，一次调入若干个相邻的页面可能比一次调入一个页面更高效。但若提前调入的页面大多数都没有被访问过，则又是低效的。因此可以预测不久之后可能访问到的页面，将他们预先调入内存，但目前预测成功率仅有50%左右。故这种策略主要用于进程的首次调入，由程序员指出应该先调入那些部分（运行前调入）
- 请求调页策略：进程在运行期间发现缺页时才将所缺的页面调入内存。由这种策略调入的页面一定会被访问到，但由于每次只能调入一页，每次调页都需要磁盘IO操作，因此IO开销较大（运行时调入）
从何处调入页面
系统拥有足够的对换区空间
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、调出的速度很快。在进程运行前，需将进程相关数据从文件区复制到对换区
系统没有足够的对换区空间
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
UNIX方式
运行前进程有关的数据全部放在文件区，故未使用过的页面都可从文件区调入。若被使用过的页面需要换出，则写回对换区，下次需要时从对换区调入
抖动（颠簸）现象
含义：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。
注意：
- 产生抖动的主要原因是进程频繁访问的页面数目高于可用的物理块数（分配给进程的物理块不够）
- 为进程分配的物理块太少，会使进程发生抖动现象；为进程分配的物理块太多，又会降低系统整体的并发度，降低某些资源的利用率
- 为了研究为每个进程分配多少个物理块，Denning提出了进程工作集概念
工作集：在某段时间间隔里，进程实际访问页面的集合
理解：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，那么说明该工作集有很好的局限性，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，驻留集大小不能小于工作集大小，否则进程运行过程中将频繁缺页
注意：
- 一般来说，驻留集的大小不能小于工作集大小，否则进程运行过程中将频繁缺页
- 基于局部性原理可知，进程在一段时间内访问的页面与不久之后会访问的页面是有相关性的，因此，可以根据进程近期访问的页面集合（工作集）来设计一种页面置换算法——选择一个不在工作集中的页面进行淘汰