传统存储管理方式的特征、缺点
- 一次性：作业必须一次性全部装入内存后才能开始运行。这会造成两个问题：
- 作业很大时，不能全部装入内存，导致大作业无法运行（比如60G大小的GTA5无法在8G内存的电脑运行）；
- 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，根据局部性原理，在一个时间段内，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。
虚拟内存的定义和特征
基于局部性原理，在程序装入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，当所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。
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到外存。
在操作系统管理下，在用户看来似乎由一个比实际内存大得多的内存，这就是虚拟内存。
易混知识点：
- 虚拟内存的最大容量是由计算机的地址结构（CPU寻址范围）确定的
- 虚拟内存的实际容量 = min（内存和外存容量之和， CPU寻址范围）
虚拟内存有以下三个主要特征：
- 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：从逻辑上扩充了内存的容量，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
虚拟内存技术，允许一个作业分多次调入内存。如果采用连续分配方式，会不方便实现。因此，虚拟内存的实现需要建立在离散分配的内存管理方式的基础上。
| 传统的非连续分配存储管理 | 虚拟内存的实现 |
|---|---|
| 基本分页存储管理 | 请求分页存储管理 |
| 基本分段存储管理 | 请求分段存储管理 |
| 基本段页式存储管理 | 请求段页式存储管理 |
主要区别：
- 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
- 操作系统要提供请求调页（或请求调段）功能
- 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到外存。
- 操作系统要提供页面置换（或段置换）的功能
请求分页管理方式
页表机制
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；如果还没调入，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置换出哪个页面；有的页面没有被修改过，就不用再浪费时间写回外存。有的页面被修改过，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。
请求分页存储管理的页表（请求页表）新增加了四个字段：
- 内存块号（原本就有的）
- 状态位：是否已调入内存
- 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。
- 修改位：页面调入内存后是否被修改过
- 外存地址：页面在外存中存放位置
缺页中断机制
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。（如 copy A to B，即将逻辑地址A中的数据复制到逻辑地址B，而A、B属于不同的页面，则有可能产生两次中断）
- 在请求分页系统中，每当要访问的页面不在内存时，便产生一个缺页中断，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。
- 如果内存中有空闲块，则为进程分配一个空闲块，将所缺页面装入该块，并修改页表中相应的页表项
- 如果内存中没有空闲块，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。
中断的分类：
- 内中断（内部异常）——信号来源：CPU内部
- 陷阱、陷入（trap）：有意为之的异常，如系统调用
- 故障（fault）：由错误条件引起的，可能被故障处理程序修复，如缺页中断
- 终止（abort）：不可恢复的知名错误造成的结果，终止处理程序不再将控制返回给引发终止的应用程序，如整数除0
- 外中断——信号来源：CPU外部
- I/O中断请求
- 人工干预
地址变换机构
新增步骤：
- 新增步骤1：请求调页（查到页表项时进行判断，当该页面不在内存中时，需要请求调页）
- 新增步骤2：页面置换（当没有空闲内存块，且需要调入页面时进行页面置换）
- 新增步骤3：需要修改请求页表中新增的表项（移入移出内存、访问、修改）
页面置换算法
最佳置换算法（OPT）
最佳置换算法（OPT，Optimal）：每次选择淘汰的页面将是以后永不使用，或者在最长时间内不再被访问的页面，这样可以保证最低的缺页率。
最佳置换算法可以保证最低的缺页率，但实际上，只有在进程执行的过程中才能知道接下来会访问到的是哪个页面。操作系统无法提前预判页面访问序列。因此，最佳置换算法是无法实现的。
先进先出置换算法（FIFO）
先进先出置换算法（FIFO）：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对头页面即可。
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时，缺页次数不减反增的异常现象。
只有FIFO算法会产生Belady异常。另外，FIFO算法虽然实现简单，但是该算法与进程实际运行时的规律不适应，因为先进入的页面也有可能最经常被访问。因此，算法性能差。
最近最久未使用置换算法（LRU）
最近最久未使用置换算法（LRU， Least Recently Used）：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。
该算法的实现需要专门的硬件支持，虽然算法性能好，但是实现困难，开销大。
时钟置换算法（CLOCK）
时终置换算法是一种性能和开销较均衡的算法，又称CLOCK算法，或最近未用算法（NRU，Not Recently Used）
简单的CLOCK算法实现方法：为每个页面设置一个访问位，再将内存中的页面都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，只需检查页的访问位。如果是0，就选择该页换出；如果是1，则将它置为0，暂不换出，继续检查下一个页面，若第一轮扫描中所有页面都是1，则将这些页面的访问位依次置0后，再进行第二轮扫描（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过两轮扫描）
改进型的时钟置换算法
简单的时钟置换算法仅考虑到一个页面最近是否被访问过。事实上，如果被淘汰的页面没有被修改过，就不需要执行I/O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，除了考虑一个页面最近有没有被访问过外，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，应优先淘汰没有被修改过的页面，避免I/O操作。这就是改进型的时钟置换算法的思想。
修改位=0，表示页面没有被修改过；修改位=1，表示页面被修改过。
为了方便描述，用（访问位，修改位）的形式表示各页面状态。如（1，1）表示一个页面最近被访问过，且被修改过。
算法规则：将所有可能被置换的页面拍成一个循环队列
- 第一轮：从当前位置开始扫描到第一个（0，0）的帧用于替换。本轮扫描不修改任何标志位
- 第二轮：若第一轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个（0，1）的帧用于替换。本轮将所有扫描过的帧访问位设为0
- 第三轮：若第二轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个（0，0）的帧用于替换。本轮扫描不修改任何标志位
- 第四轮：若第三轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个（0，1）的帧用于替换
由于第二轮已将所有的帧的访问位设为0，因此经过第三轮、第四轮扫描一定会有一个帧被选中，因此改进型CLOCK置换算法选择淘汰一个页面最多会进行四轮扫描。
淘汰的优先级：
- 最近没访问，且没修改过的页面
- 最近没访问，但修改过的页面
- 最近访问过，但没修改过的页面
- 最近访问过，且修改过的页面
| 算法规则 | 优缺点 | |
|---|---|---|
| OPT | 优先淘汰最长时间内不会被访问过的页面 | 缺页率最小，性能最好；但无法实现 |
| FIFO | 优先淘汰最先进入内存的页面 | 实现简单；但性能很差，可能出现Belady异常 |
| LRU | 优先淘汰最近最久没访问过的页面 | 性能很好；但需要硬件支持，算法开销大 |
| CLOCK（NRU） | 循环扫描各页面，第一轮淘汰访问位=0的，并将扫描过的页面访问位置为1.若第一轮没选中，则进行第二轮扫描 | 实现简单，算法开销小；但未考虑页面是否被修改过 |
| 改进型CLOCK（改进型NRU） | 若用（访问位，修改位）的形式表述，则：第一轮淘汰（0，0）；第二轮淘汰（0，1），并将扫描过的页面访问位都置0；第三轮淘汰（0，0）；第四轮淘汰（0，1） | 算法开销较小，性能也不错 |
页面分配策略
页面分配、置换策略
- 驻留集：指请求分页存储管理中给进程分配的物理块的集合。
- 在采用了虚拟存储技术的系统中，驻留集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，资源利用率低。所以应该选择一个合适的驻留集大小。
- 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，驻留集大小不变。
- 可变分配：先为每个进程分配一组固定数目的物理块，在进程运行期间，可根据情况做适当的增加或减少。即，驻留集大小可变。
- 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。
| 局部置换 | 全局置换 | |
|---|---|---|
| 固定分配 | 有 | 无 |
| 可变分配 | 有 | 有 |
全局置换意味着一个进程拥有的物理块数量必然会改变，因此不可能是固定分配
何时调入页面
- 预调页策略：根据空间局部性原理，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。但如果提前调入的页面中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，将它们预先调入内存，但目前预测成功率只有50%作业。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哪些部分。
- 请求调页策略：进程在运行期间发现缺页时才将所缺页面调入内存。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，而每次调页都要磁盘I/O操作，因此I/O开销较大。
抖动（颠簸）现象
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到外存，这种频繁的页面调度行为称为抖动，或颠簸。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）
工作集
