虚拟存储器的基本概念
分析常规存储器管理不足的原因：
1）常规存储器管理方式的特征
一次性：作业在运行前一次性地全部装入内存
驻留性：作业装入内存后，便一直驻留在内存中，直至作业运行结束。
2）局部性原理
程序执行的特点
多数情况下仍是顺序执行。
少部分的转移和过程调用指令会使程序执行由一部分区域转至另一部分区域
许多由少数指令构成的循环结构会多次执行。
对许多数据结构的处理（如数组）往往局限于很小的范围内。
所有上述情况都表现出程序执行的局部性
时间局部性(temporal locality)
空间局部性(spatial locality)
交换技术与虚存使用的调入调出技术有何相同和不同之处？
主要相同点是都要在内存与外存之间交换信息；
主要区别在于交换技术换出换进一般是整个进程(proc结构和共享正文段除外)，因此一个进程的大小受物理存储器的限制；
而虚存中使用的调入调出技术在内存与外存之间来回传递的是存储页或存储段，而不是整个进程，从而使得进程映射具有了更大的灵活性，且允许进程的大小比可用的物理存储空间大的多 。
3）虚拟存储器的定义
是指具有请求调入功能和置换功能，能从逻辑上对内存容量加以扩充的一种存储器系统。
虚拟存储管理下
内存逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定
运行速度接近于内存速度
每位的成本却接近于外存。
4）虚拟存储器的实现
允许将一个作业分多次调入内存。
若采用连续分配方式，需申请足够空间，再分多次装入，造成内存资源浪费，并不能从逻辑上扩大内存容量。
虚拟的实现建立在离散分配存储管理基础上
方式：请求分页/请求分段系统
细节：分页/段机构、中断机构、地址变换机构、软件支持
5）虚拟存储器的特征
多次性：一个作业被分成多次调入内存运行
对换性：允许在作业的运行过程中进行换进、换出。（进程整体对换不算虚拟）
最终体现虚拟性：能够从逻辑上扩充内存容量，使用户所看到的内存容量远大于实际内存容量。
请求分页存储管理方式
基本分页 + “请求调页”和“页面置换”功能。
换入和换出基本单位都是长度固定的页面
1）硬件支持
一台具有一定容量的内/外存的计算机
+ 页表机制
+ 缺页中断机构
+ 地址转换机构
②缺页中断机构
每当要访问的页面不在内存时，便产生一缺页中断通知OS，OS则将所缺之页调入内存。作为中断，需经历几个步骤：
“保护CPU环境”
“分析中断原因”
“转入缺页中断处理程序”
“恢复CPU环境”等。
作为一种特殊中断，与一般中断有明显区别：
(1) 在指令执行期间产生和处理中断信号。
(2) 一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。
③地址变换机构
分页系统地址变换机构的基础上增加
产生和处理缺页中断（请求调入）
从内存中换出一页的功能（置换）
2）内存分配
作业不一次装入，部分装入的情况下如何为进程分配内存，涉及三个问题：
最小物理块数的确定
少于此数量进程将不能运行
与计算机的硬件结构有关，取决于指令的格式、功能和寻址方式
物理块的分配策略
固定OR可变分配、全局OR局部置换。
组合出三种适合的策略。
可变分配、全局置换
固定分配、局部置换
可变分配、局部置换
物理块的分配算法
平均分配算法
按比例分配算法
考虑优先权的分配算法
3）调页策略
① 何时调入页面
预调页策略
以预测为基础，将预计不久后便会被访问的若干页面，预先调入内存。
优点：一次调入若干页，效率较好
缺点：预测不一定准确，预调入的页面可能根本不被执行到。主要用于进程的首次调入，由程序员指出应该先调入哪些页。
请求调页策略
运行中需要的页面不在内存，便立即提出请求，由OS将其调入内存。
优点：由请求调页策略所确定调入的页，一定会被访问；比较容易实现。
缺点：每次仅调入一页，需花费较大的系统开销，增加了磁盘I/O的启动频率。
② 从何处调入页面
在请求分页系统中的外存分为：
对换区：连续存放数据，读写速度较快
文件区：离散分配方式，I/O速度相对慢
发生缺页时，系统应从何处将缺页调入内存，分成三种情况：
系统拥有足够的对换区空间：
系统缺少足够的对换区空间：
UNIX方式：（随运行数据逐渐从文件区转到对换区）
③ 页面调入过程
程序运行前需要装入内存：上述的②步策略处理何处调入；
开始运行：先预调入一部分页面；
运行中：需要的页面不在内存时，
向CPU发出一缺页中断，“中断处理程序”开始工作：
首先保留CPU环境
分析中断原因后，转入缺页中断处理程序。
处理：判断是否置换、页表信息更新
恢复现场，重新操作页面。
页面置换算法
页面置换算法(page replacement algorithms)：选择换出哪些页面的算法，其好坏直接影响系统的性能。
最佳Optimal置换算法
换出以后永不再用的，或在最长(未来)时间内不再被访问的页面。
先进先出FIFO置换算法
先进入的先淘汰，即选择内存中驻留时间最久的页面予以淘汰。
最近最久未使用(LRU)置换算法
无法预测将来的使用情况，只能利用“最近的过去”作为“最近的将来”的近似，因此，LRU置换算法选择最近最久未使用（least recently used）的页面予以淘汰
CLOCK置换算法
每个页设一个使用标志位(use bit)，若该页被访问则将其置为1。
设置一个指针，从当前指针位置开始按地址先后检查各页，寻找use bit=0的页面作为被置换页。
若指针经过的页use bit=1，修改use bit=0（暂不凋出，给被用过的页面驻留的机会 ），指针继续向下。到所有页面末尾后再返回队首检查。
改进：主要考虑对没访问过的页面再细分是否修改过的不同情况，减少因修改造成的频繁I/O操作。
每页除记录是否用过A，还记录是否修改的标志M。置换时根据两个标志的值有4种不同情况的处理。
请求分段存储管理方式
在请求分段系统中，程序运行之前，只需先调入若干个分段(不必调入所有的分段)，便可启动运行。当所访问的段不在内存中时，可请求OS将所缺的段调入内存。
1）请求分段中的硬件支持
段表机制
缺段中断机构
地址变换机构
基本概念：程序装入与链接，逻辑地址与物理地址空间，地址重定位，内存保护，交换与覆盖，快表
非连续分配方式：分页、分段、段页式，内零头，外零头
页面置换算法：OPT, FIFO, LRU, CLOCK
页面分配策略：抖动，工作集（是指对于每一个运行作业，只装入当前运行所需要的一部分页面集合）