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。
程序执行时局部性
在一较短的时间内
程序的执行仅局限于某个部分；
相应地，所访问的存储空间也局限于某个区域。
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（但研究表明调用深度多数情况下不超过5）
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。
时间局部性
被引用过一次的存储器位置很可能在不远的将来再被多次引用。
空间局部性
如果一个存储器位置被引用了一次，那么程序很可能在不远的将来引用附近的一个存储器位置。
程序运行前，不需全部装入内存（打破一次性）
仅装入当前要运行的部分页面或段即可运行，其余部分暂留在外存上。
缺页/段的情况：要访问的页(段) 尚未调入内存。程序应利用OS所提供的请求调页(段)功能，将它们调入内存，使程序继续执行。
调入需要的页/段时，如果内存已满，无法再装入新页(段)，通过置换功能将内存中暂时不用的页(段)调至外存，腾出足够的内存空间。（不总驻留）
为了用小的内存实现在大的虚空间中程序的运行目的
基于局部性原理
虚拟存储器管理——由操作系统提供一个比实际内存大的，假想的特大存储器。
虚拟存储管理
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
虚拟存储器的特征
离散分配方式是基础
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
1.页表基本功能不变：逻辑地址映射为物理地址
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）
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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
物理块的分配算法
物理块分配策略
固定分配、局部置换
为每个进程分配一定数目的物理块，在整个运行期间不再改变（基于进程的类型，或根据程序员、程序管理员的建议）
运行中缺页时，只能从该进程内存中n个页面中选出一页换出，然后再调入一页。
困难：难以把握为每个进程分配“适量”物理块数
可变分配、全局置换
先为每个进程分配一定数目的物理块
OS管理一个空闲物理块队列，发生缺页时，系统从队列中取出一块分配给该进程，将欲调入的页装入（动态增长型，全局空闲空间都可分配使用）
空闲空间不足时，可与其他任何进程页面置换。“会使其他进程缺页率提高，影响运行”
最易实现
物理块分配算法
1.平均分配算法
2.按比例分配算法
3.考虑优先权分配算法
页面调度策略
1.预调页策略
2.请求调页策略
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页面置换算法
最佳置换算法
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。
优点：保证获得最低的缺页率
不足：无法实现，因为无法预知一进程将来的运行情况
作用：作为参照标准，评价其他算法。
先进先出置换算法
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。
优点：实现简单，把一进程已调入内存的页面按先后次序组织成一个队列，并设置一个指针(替换指针)，使它总是指向队首最老的页面。
不足：与进程实际运行规律不相适应（较早调入的页往往是经常被访问的页，频繁被对换造成运行性能降低）
最久未使用置换算法
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。
寄存器记录时间原理
一进程有8个页面，每个页面需配备一个8位的（移位）寄存器。
移位寄存器表示为
R=Rn-1Rn-2Rn-3…R2R1R0
页面被访问后的操作：
将该页对应的寄存器的Rn-1位置为1
如何记时：
由系统发出定时信号，每隔一定时间将所有寄存器右移1位。
某一时刻，比较各寄存器的值，被用到的标志1逐渐往低位上积累，若高位上没有1，就说明最近没用过。所以最近最久未使用的就是寄存器值最小的那个页。
栈记录时间原理
某页面被访问，便将该页面的页面号从栈中移出，将它压入栈顶。因此：栈顶始终是最新被访问页面的编号，越久未使用，页面越被压在栈底。
轮转算发
LRU(最近最久未使用算法)近似算法
折衷FIFO
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。
页面缓冲算法
对FIFO算法的发展，弥补了FIFO可能造成的I/O开销，又不需要LRU等算法的硬件支持。
仍用FIFO算法选择被置换页
但并不将其马上换入外存。
系统将页面放入两个链表之一：如果页面未被修改，就将其归入到空闲页面链表的末尾；否则将其归入到已修改页面链表。
需要调入新的物理页面时，将新页面内容读入到空闲页面链表的第一项所指的页面，然后将第一项删除（从空闲链表摘下）。
空闲页面和已修改页面，仍停留在内存中一段时间，如果这些页面被再次访问，只需较小开销，而被访问的页面可以返还作为进程的内存页。
当已修改页面达到一定数目后，再将它们一起调出到外存，然后将它们归入空闲页面链表，这样能大大减少I/O操作的次数。
抖动
系统抖动
为了提高处理机利用率，可增加多道程序并发度；
但进程数目增加过多，每个进程分配得到的物理块太少，在某个临界点上，会出现刚被淘汰的页很快又需重新调入；而调入不久又被淘汰出去；出现频繁缺页
大部分处理器时间都用在来回的页面调度上，这种局面称为系统抖动或颠簸（thrashing)
抖动的后果
缺页率急剧增加
内存有效存取时间加长，
系统吞吐量骤减；系统已基本不能完成什么任务，而是忙于页面对换操作，cpu虽然忙，但效率急剧下降。
根本原因
页面淘汰算法不合理；分配给进程的物理页面数(驻留集)太少。
防止抖动方法
局部置换策略；
页面调入内存前检查各进程工作集，为缺页率高的增加有限物理块；
L缺页间的平均时间=S置换一个页面所需时间，可使磁盘和cpu达到最大利用率；
抖动发生时选择暂停一些进程，调节多道程序度
缺页率与物理块数有关联，基于程序局部性原理，若能预知程序在某段时间要访问的页面并全部调入他们，将大大降低缺页率。
驻留集
驻留(常驻)集是指在当前时刻，进程实际驻留在内存当中的页面集合。
工作集是进程在运行过程中固有的性质，而驻留集取决于系统分配给进程的物理页面数目，以及所采用的页面置换算法；
如果一个进程的整个工作集都在内存当中，即驻留集 工作集，那么进程将很顺利地运行，而不会造成太多的缺页中断（直到工作集发生剧烈变动，从而过渡到另一个状态）；
当驻留集达到某个数目之后，再给它分配更多的物理页面，缺页率也不会明显下降。
请求分段管理方式
段表
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缺页中断
发现运行进程所访问段尚未调入内存
由缺段中断机构产生一缺段中断信号
进入OS，由缺段中断处理程序将所需的段调入内存。
缺段中断同样在一条指令的执行期间产生和处理中断，一条指令执行可能产生多次缺段中断。但不会出现一条指令被分割在两个分段中或一组信息被分割在两个分段中的情况。
地址变换机构
基于分段系统地址变换机构的基础
段调入内存
修改段表
再利用段表进行地址变换。
总之：就是增加了缺段中断的请求及处理等功能
共线段如何分享与回收
共享段的分配
第一个请求使用该共享段的进程A：系统为该共享段分配一物理区，再把共享段装入该区；
将该区的始址填入A的段表相应项；
共享段表中增加一表项，填写有关数据，count置1；
其他进程B也调用该共享段时，无需再为该段分配内存，只需在B的段表中增加一表项，填写该共享段的物理地址；在共享段的段表中，填上调用进程的进程名、存取控制等，再执行count:=count+1操作。
共享段的回收
包括撤消在进程段表中共享段所对应的表项，执行count:=count-1。
如果count为0，则由系统回收该共享段的物理内存，并取消共享段表中该段所对应的表项。
分段保护
越界检查
段表寄存器存放了段表长度；段表中存放了每个段的段长。
在进行存储访问时，将段号与段表长度比较，段内地址与段长比较。
存取控制检查
尤其表现在不同进程对共享段的不同使用上。段表每个表项都设置“存取控制”字段，规定该段的访问方式：只读，只执行，读/写
环保护机构
规定：低编号的环具有高优先权
遵循的原则：一个程序可以访问驻留在相同环或较低特权环中的数据。一个程序可以调用驻留在相同环或较高特权环中的服务
