计算机操作系统第3章内存管理

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”，将逻辑地址变换为物理地址。

第三章 内存管理 计算机操作系统 王道考研系列

• 内存管理
  • 内存的基础知识
    • 什么是内存？有何作用？
      • 内存可存放数据
      • 程序执行前需要先放到内存中才能被CPU处理——缓和CPU与硬盘之间的速度矛盾
      • 内存中也有一个一个的“小房间”，每个小房间就是一个“存储单元”
      • 如果计算机“按字节编址”则每个存储单元大小为1字节，即1B，即8个二进制位
      • 如果字长为16位的计算机“按字编址”，则每个存储单元大小为1个字；每个字的大小为16个二进制位
      • 内存从0开始，每个地址对应一个存储单元
    • 进程运行的基本原理
      • 指令的工作原理
        • 操作码+若干参数〔可能包含地址参数）
        • 可见，我们写的代码要翻译成CPU能识别的指令。这些指令会告诉cPU应该去内存的哪个地址读/写数据，这个数据应该做什么样的处理。在这个例子中，我们默认让这个进程的相关内容从地址#0开始连续存放，指令中的地址参数直接给出了变量x的实际存放地址（物理地址）
      • 逻辑地址（相对地址）vs物理地址（绝对地址）
        • 程序经过编译、链接后生成的指令中指明的是逻辑地址（相对地址)，即相对于进程的起始地址而言的地址
      • 三种装入方式
        • 绝对装入
          • 编译时产生绝对地址
          • 在编译时，如果知道程序将放到内存中的哪个位置，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。
          • 绝对装入只适用于单道程序环境
        • 可重定位装入（静态重定位）
          • 装入时将逻辑地址转换为物理地址
          • 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”，将逻辑地址变换为物理地址（地址变换是在装入时一次完成的）
          • 特点
            • 在一个作业装入内存时，必须分配其要求的全部内存空间，如果没有足够的内存，就不能装入该作业。
            • 作业一旦进入内存后，在运行期间就不能再移动，也不能再申请内存空间
        • 动态运行时装入（动态重定位）
          • 运行时将逻辑地址转换为物理地址，需设置重定位寄存器
          • 编译、链接后的装入模块的地址都是从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换为物理地址，而是把地址转换推迟到程序真正要执行时才进行。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。
          • 重定位寄存器：存放装入模块存放的起始位置
          • 优点
            • 采用动态重定位时允许程序在内存中发生移动，并且可将程序分配到不连续的存储区中；在程序运行前只需装入它的部分代码即可投入运行，然后在程序运行期间，根据需要动态申请分配内存；便于程序段的共享，可以向用户提供一个比存储空间大得多的地址空间
      • 从写程序到程序运行
        • 编辑源代码文件
        • 编译
          • 由源代码文件生成目标模块（高级语言“翻译”为机器语言)
        • 链接
          • 由目标模块生成装入模块，链接后形成完整的逻辑地址
        • 装入
          • 将装入模块装入内存，装入后形成物理地址
      • 三种链接方式
        • 静态链接
          • 装入前链接成一个完整装入模块
        • 装入时动态链接
          • 边装入边链接
        • 运行时动态链接
          • 运行时需要目标模块才装入并链接
          • 优点
            • 便于修改和更新，便于实现对目标模块的修改
  • 内存管理的概念
    • 内存空间的分配与回收
      • 连续分配管理方式
        • 单一连续分配
          • 内存被分为系统区和用户区
          • 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，不一定需要采取内存保护
          • 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
          • 将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区，在每个分区中只装入一道作业
          • 分区大小相等
            • 缺乏灵活性，但是很适合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
          • 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（是否已分配）
          • 优点：实现简单，无外部碎片
          • 缺点：当用户程序太大时，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
          • 动态分区分配又称为可变分区分配。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地建立分区，并使分区的大小正好适合逃程的需要。因此系统分区的大小和数目是可变的
          • 两种常用的数据结构
            • 空闲分区表
            • 空闲分区链
          • 动态分区分配算法
            • 首次适应算法(First Fit)
              • 算法思想
                • 每次都从低地址开始查找，找到第一个能满足大小的分区
              • 如何实现
                • 空闲分区以地址递增的次序排列，每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个分区
            • 最佳适应算法(Best Fit)
              • 算法思想
                • 由于动态分区分配是一种连续分配方式，为各进程分配的空间必须是连续的一整片区域。因此为了保证当“大进程”到来时能有连续的大片空间，可以尽可能多地留下大片的空闲区，即，优先使用更小的空闲区
              • 如何实现
                • 空闲分区按容量递增次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区
              • 缺点
                • 每次都选最小的分区进行分配，会留下越来越多的、很小的、难以利用的内存块，因此这种方法会产生很多的外部碎片
            • 最坏适应算法(Worst Fit)/最大适应算法(Largest Fit)
              • 算法思想
                • 为了解决最佳适应算法的问题——即留下太多难以利用的小碎片，可以在每次分配时优先使用最大的连续空闲区，这样分配后剩余的空闲区就不会太小，更方便使用
              • 如何实现
                • 空闲分区按容量递减次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区
              • 缺点
                • 每次都选最大的分区进行分配，虽然可以让分配后留下的空闲区更大，更可用，但是这种方式会导致较大的连续空闲区被迅速用完，如果之后有“大进程”到达，就没有内存分区可用了
            • 邻近适应算法(Next Fit)
              • 算法思想
                • 首次适应算法每次都从链头开始查找的。这可能会导致低地址部分出现很多小的空闲分区，而每次分配查找时，都要经过这些分区，因此也增加了查找的开销。如果每次都从上次查找结束的位置开始检索，就能解决上述问题。
              • 如何实现
                • 空闲分区以地址递增的顺序排列（可排成一个循环链表）。每次分配内存时从上次查找结束的位置开始查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区
          • 回收内存分区时，可能遇到四种情况
            • 回收区之后有相邻的空闲分区
              • 两个空闲的分区合为一个
            • 回收区之前有相邻的空闲分区
              • 两个空闲的分区合为一个
            • 回收区前、后都有相邻的空闲分区
              • 三个空闲的分区合为一个
            • 回收区前、后都没有相邻的空闲分区
              • 新增一项
          • 没有内部碎片，但是有外部碎片
            • 内部碎片，分配给某进程的内存区域中，如果有些部分没有用上
            • 外部碎片，是指内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用
            • 可以通过紧凑（拼凑）技术来解决外部碎片
      • 非连续分配管理方式
        • 基本分页存储管理
          • 什么是分页存储
            • 将内存空间分为一个个大小相等的分区（比如:每个分区4KB），每个分区就是一个“页框”（页框=页帧=内存块=物理块=物理页面）。每个页框有一个编号，即“页框号”（页框号=页帧号=内存块号=物理块号=物理页号），页框号从0开始
            • 将进程的逻辑地址空间也分为与页框大小相等的一个个部分，每个部分称为一个“页”或“页面”。每个页面也有一个编号，即“页号”，页号也是从0开始
            • 操作系统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一一对应的关系
          • 重要的数据结构——页表
            • 页表通常存在PCB种
            • 一个进程对应一张页表
            • 进程的每个页面对应一个页表项
            • 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的内存块之间的映射关系
            • 重要考点
              • 计算机中内存块的数量→页表项中块号至少占多少字节
              • 页表记录的只是内存块号，而不是内存块的起始地址
          • 如何实现地址的转换
            • 确定逻辑地址A对应的“页号”P
              • 页号=逻辑地址/页面长度（取除法的整数部分）
            • 找到P号页面在内存中的起始地址（需要查页表）
            • 确定逻辑地址A的“页内偏移量”W
              • 页内偏移量=逻辑地址%页面长度（取除法的余数部分）
            • 逻辑地址A对应的物理地址=P号页面在内存中的起始地址+页内偏移量W
            • 结论：如果每个页面大小为2B,用二进制数表示逻辑地址，则末尾K位即为页内偏移量，其余部分就是页号
          • 逻辑地址结构
          • 基本地址变换机构
            • 页表寄存器
              • 存放页表在内存中的起始地址F和页表长度M
              • 页表的始址和页表长度放在进程控制块PCB中
            • 地址变换过程
              • 1.计算页号P和页内偏移量W
              • 2.比较页号P和页表长度M，若P≥M，则产生越界中断，否则继续执行
              • 3.页表中页号P对应的页表项地址=页表起始地址F+页号P*页表项长度，取出该页表项内容b，即为内存块号
              • 4.E=b*L+W，用得到的物理地址E去访存
            • 注意
              • 页内偏移量位数与页面大小之间的关系
              • 页式管理中地址是一维的
              • 每个页表项的长度是相同的，页号是“隐含”的
              • 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
              • 什么是快表
                • 快表，又称联想寄存器（TLB，translation lookaside buffer )，是一种访问速度比内存快很多的高速缓存（TLB不是内存！），用来存放最近访问的页表项的副本，可以加速地址变换的速度。与此对应，内存中的页表常称为慢表
              • 引入快表后，地址的变换过程
                • 1.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
                • 2.如果找到匹配的页号，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
                • 3.如果没有找到匹配的页号，则需要访问内存中的页表，找到对应页表项，得到页面存放的内存块号，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（注意：在找到页表项后，应同时将其存入快表，以便后面可能的再次访问。但若快表已满，则必须按照一定的算法对旧的页表项进行替换）
              • 局部性原理
                • 时间局部性：如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次执行;如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问（因为程序中存在大量的循环）
                • 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）
          • 两级页表
            • 单级页表存在的问题
              • 所有页表项必须连续存放，页表过大时需要很大的连续空间
              • 在一段时间内并非所有页面都用得到，因此没必要让整个页表常驻内存
            • 两级页表
              • 将长长的页表再分页
              • 为离散分配的页表再建立一张页表，称为页目录表/外层页表/顶级页表
              • 逻辑地址结构：（—级页号，二级页号，页内偏移量）
            • 如何实现地址变换
              • 1.按照地址结构将逻辑地址拆分成三部分
              • 2.从PCB中读出页目录表始址，根据一级页号查页目录表，找到下一级页表在内存中的存放位置
              • 3.根据二级页号查表，找到最终想访问的内存块号
              • 4.结合页内偏移量得到物理地址
            • 几个细节
              • 多级页表中，各级页表的大小不能超过一个页面。若两级页表不够，可以分更多级
              • 多级页表的访存次数（假设没有快表机构）——N级页表访问一个逻辑地址需要N+1次访存
        • 基本分段存储管理
          • 什么是分段（类似于分页）
            • 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，每段从0开始编址
            • 以段为单位进行分配，每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻
            • 优点：用户编程更方便，程序的可读性更高
            • 段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
            • 段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少
          • 什么是段表（类似于页表）
            • 记录逻辑段到实际存储地址的映射关系
            • 每个段对应一个段表项。各段表项长度相同，由段号（隐含)、段长、该段在内存中的起始位置（基址）组成
          • 如何实现地址变换
            • 1.由逻辑地址得到段号、段内地址
            • 2.段号与段表寄存器中的段长度比较，检查是否越界
            • 3.由段表始址、段号找到对应段表项
            • 4.根据段表中记录的段长，检查段内地址是否越界
            • 5.由段表中的“基址+段内地址”得到最终的物理地址
            • 6.访问目标单元
          • 分段、分页的对比
            • 页是信息的物理单位，分页对用户不可见；段是信息的逻辑单位，分段对用户可见
            • 分页的地址空间是一维的，分段的地址空间是二维的
            • 分段比分页更容易实现信息的共享和保护（纯代码/可重入代码可以共享）
            • 分页（单级页表)、分段访问一个逻辑地址都需要两次访存，分段存储中也可以引入快表机构
        • 段页式存储管理
          • 分页、分段管理方式中最大的优缺点
          • 分页+分段的结合——段页式管理方式
          • 段表、页表
            • 每个段对应一个段表项。各段表项长度相同，由段号（隐含)、页表长度、页表存放块号（页表起始地址）组成
            • 每个页对应一个页表项。各页表项长度相同，由页号(隐含)、页面存放的内存块号组成
          • 如何实现地址变换
            • 1.由逻辑地址得到段号、页号、页内偏移量
            • 2.段号与段表寄存器中的段长度比较，检查是否越界
            • 3.由段表始址、段号找到对应段表项
            • 4.根据段表中记录的页表长度，检查页号是否越界
            • 5.由段表中的页表地址、页号得到查询页表，找到相应页表项
            • 6.由页面存放的内存块号、页内偏移量得到最终的物理地址
            • 7.访问目标单元
          • 访问一个逻辑地址所需访存次数
            • 第一次——查段表、第二次——查页表、第三次——访问目标单元
            • 可引入快表机构，以段号和页号为关键字查询快表，即可直接找到最终的目标页面存放位置。引入快表后仅需一次访存
    • 内存空间的扩展（实现虚拟性）
      • 覆盖技术
        • 用来解决“程序大小超过物理内存总和的问题”
        • 思想
          • 将程序分为多个段（多个模块）常用的段常驻内存，不常用的段在需要时调入内存
        • 内存中分为一个“固定区”和若干个“覆盖区”
          • 一个固定区
            • 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)
          • 若干覆盖区
            • 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
        • 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，增加了用户编程负担
        • 只用于早期操作系统
      • 交换（对换）技术
        • 内存空间紧张时，系统将内存中某些进程暂时换出外存，把外存中某些已具备运行条件的进程换入内存（进程在内存与磁盘间动态调度)
        • 具有对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速度，因此通常对换区采用连续分配方式(学过文件管理章节后即可理解）。总之，对换区的I/O速度比文件区的更快
        • 注意：PCB会常驻内存，不会被换出外存
      • 覆盖与交换的区别
        • 覆盖是在同一个程序或进程中的
        • 交换是在不同进程（或作业）之间的
      • 虚拟存储技术
        • 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，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
        • 局部性原理
          • 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）
          • 时间局部性
            • 如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次执行;如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问（因为程序中存在大量的循环）
          • 高速缓存技术
            • 使用频繁的数据放到更高速的存储器中
        • 虚拟内存的定义和特征
          • 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，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
          • 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，远大于实际的容量
        • 如何实现虚拟内存技术
          • 建立在离散分配的内存管理方式基础上
          • 虚拟内存的实现
            • 请求分页存储管理
          • 与传统非连续分配存储管理方式的区别
            • 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（请求调页功能）
            • 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外存（页面置换/段置换功能）
          • 页面置换算法
            • 页面的换入、换出需要磁盘I/O，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
            • 缺页时未必发生页面置换，若还有可用的空闲内存块，就不用进行页面置换
            • 最佳置换算法（OPT）
              • 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
              • 按最佳置换的规则，往后寻找，最后一个出现的内存块中的页号就是要淘汰的页面
              • 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）
              • 每次淘汰的页面是最早进入内存的页面
              • 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）
              • 每次淘汰的页面是最近最久未使用的页面
              • 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
              • 逆向检查此时在内存中的几个页面号，在逆向扫描过程中最后一个出现的页号就是要淘汰的页面
              • 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
            • 简单的时钟置换算法（CLOCK）/ 最近未用算法（NRU）
              • 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为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，应优先淘汰没有修改过的页面，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，用（访问位，修改位）的形式表示各页面状态
              • 算法规则
                • 将所有可能被置换的页面排成一个循环队列
                • 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
                  • 第一优先级：最近没访问，且没修改的页面
                • 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
                  • 第二优先级：最近没访问，但没修改的页面
                • 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
                  • 第三优先级：最近访问过，但没修改的页面
                • 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。
                  • 第四优先级：最近访问过，且修改过的页面
                • 由于第二轮已将所有帧的访问位设为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置换算法选择一个淘汰页面最多会进行四轮扫描
    • 地址转换
      • 负责程序的逻辑地址与物理地址的转换
      • 三种装入方式
    • 内存保护
      • 保证各进程在自己的内存空间内运行，不会越界访问
      • 两种方式
        • 设置一对上、下限寄存器
        • 利用重定位寄存器（基址寄存器）、界地址寄存器（限长寄存器）进行判断。重定向寄存器中存放的是进程的起始物理地址，界地址寄存器中存放的是进程的最大逻辑地址
  • 页面分配策略
    • 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
    • 页面分配、置换策略
      • 固定分配VS可变分配
        • 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，驻留集大小可变
        • 区别在于进程运行期间驻留集大小是否可变
      • 局部置换VS全局置换
        • 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
        • 区别在于发生缺页时是否只能从进程自己的页面中选择一个换出
      • 固定分配局部置换
        • 系统为每个进程分配一定数量的物理块，在整个运行期间都不改变。若进程在运行中发生缺页，则只能从该进程在内存中的页面中选出一页换出，然后再调入需要的页面。这种策略的缺点是：很难在刚开始就确定应为每个进程分配多少个物理块才算合理。(采用这种策略的系统可以根据进程大小、优先级、或是根据程序员给出的参数来确定为一个进程分配的内存块数）
      • 可变分配全局置换
        • 刚开始会为每个进程分配一定数量的物理块。操作系统会保持一个空闲物理块队列。当某进程发生缺页时，从空闲物理块中取出一块分配给该进程；若已无空闲物理块，则可选择一个未锁定的页面换出外存，再将该物理块分配给缺页的进程。采用这种策略时，只要某进程发生缺页，都将获得新的物理块，仅当空闲物理块用完时，系统才选择一个未锁定的页面调出。被选择调出的页可能是系统中任何一个进程中的页，因此这个被选中的进程拥有的物理块会减少，缺页率会增加
        • 只要缺页就给分配新物理块
      • 可变分配局部置换
        • 刚开始会为每个进程分配一定数量的物理块。当某进程发生缺页时，只允许从该进程自己的物理块中选出一个进行换出外存。如果进程在运行中频繁地缺页，系统会为该进程多分配几个物理块，直至该进程缺页率趋势适当程度；反之，如果进程在运行中缺页率特别低，则可适当减少分配给该进程的物理块。
        • 要根据发生缺页的频率来动态地增加或减少进程的物理块
    • 调入页面的时机
      • 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。但如果提前调入的页面中大多数都没被访问过，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%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哪些部分。
        • 一般用于进程运行前
      • 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
        • 进程运行时，发现缺页再调页
    • 从何处调页
      • 对换区——采用连续存储方式，速度更快
      • 文件区——采用离散存储方式，速度更慢
      • 对换区足够大
        • 运行将数据从文件区复制到对换区，之后所有的页面调入、调出都是在内存与对换区之间进行
      • 对换区不够大
        • 不会修改的数据每次都从文件区调入；会修改的数据调出到对换区，需要时再从对换区调入
      • UNIX方式
        • 第一次使用的页面都从文件区调入；调出的页面都写回对换区，再次使用时从对换区调入
    • 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
      • 在某段时间间隔里，进程实际访问页面的集合
      • 工作集大小可能小于窗口尺寸
      • 驻留集大小一般不能小于工作集大小，否则进程运行过程中将频繁换页