無存儲抽象
使用簡單的物理內存：地址從0開始的有限地址集合，每個地址是一個8位的存儲單元。
程序執行時，從磁盤放入內存中，進程運行完程序後，將新的程序從自盤裝入內存，覆蓋上一個程序
要想運行多道程序，需要將當前內存中的所有內容保存到磁盤中，將新程序裝入內存再運行即可。
把物理地址暴露給進程，運行多道程序不可避免會造成程序跳轉到不正確的地址而崩潰，而且有容易存放操作系統的空間。
地址空間
進程可用於尋址內存的一套地址集合。每個進程擁有自己的地址空間，進程間的地址空間互不干擾。
基址寄存器和界限寄存器
這兩個寄存器用來將進程的地址映射到實際的物理地址中，並保證每個進程的地址空間相互獨立。基址寄存器存放着程序的起始物理地址，而界限寄存器存放着程序的長度。
進程訪問內存時，CPU會用虛擬地址加上基址寄存器的值，然後再從地址總線上尋址物理內存，同時檢查程序的地址是否超過了界限寄存器的值。
使用基址寄存器和界限寄存器重定位的缺點是，每次訪問內存需要進行加法計算和比較計算，加法計算在沒有特殊電路的情況下會很慢。
上述方案在進程較少的情況下可行，但現代操作系統的進程很輕易就超過內存容量。
處理內存超載的兩種方法，一種是交換技術，另一種是虛擬技術。
交換技術
把進程完整地裝入內存，在進程空閒時，存入磁盤，騰出空間給新進程。這個技術的問題在於，無法確定當進程被裝入內存時，該分配多大的空間。假設程序的數據段是可增長的，比如它動態的從堆中分配內存，那麼進程空間試圖增長，如果內存不能增長，而磁盤的交換區也滿了，則進程只有掛起。
空閒內存管理
動態分配內存時，需要記錄內存的使用情況
1.使用位圖的存儲管理
將內存分成小到結構字大到幾千字節的分配單元。每個分配單元對應位圖中的一個位，0表示空閒，1表示被佔用。內存的大小和分配單元的大小決定了位圖的大小。當一個進程需要k個分配單元時，MMU從內存中尋找k個連續0的串。
2.使用鏈表的存儲管理
維護一個記錄已分配內存段和空閒內存段的鏈表。一個結點的數據段記錄進程或空閒區的起始地址和長度。段鏈表按照地址排序，當一個進程終止時，需要更新鏈表，將相鄰的空閒結點合併成一個空閒結點。
尋找空閒區的算法
首次適配算法：沿地址順序搜索，直到找到一塊足夠大的空間。
最佳適配算法：對整個空閒區大小排序，然後搜索整個鏈表，尋找能夠容納進程的最小空閒區。
爲進程和空閒區分別維護一個鏈表，這樣能集中檢查空閒區，提高速度。一個能提高性能的做法是，先按照大小對空閒區鏈表排序，然後使用最佳適配算法或首次適配算法，爲進程分配內存。
虛擬內存
解決程序日益增大的問題。
每個程序擁有自己的地址空間，這個虛擬地址空間（VMA）被分割成多個頁，每個頁地址連續。通過MMU管理虛擬地址空間到物理內存的頁映射，運行程序是指將程序引用到的頁裝載進內存
分頁
程序給出的虛擬地址首先發送到MMU上，通過查找映射表，然後將真實的物理內存地址發送到總線上。
叉號表示頁面不在內存中。如果程序引用到的頁面沒有映射，則CPU陷入操作系統，這個陷阱稱爲缺頁中斷，操作系統找到一個很少使用的頁框，並把內容寫入磁盤中，把需要訪問的頁面讀到回收的葉框中，修改映射關係，重新回到中斷處執行。
MOV REG,32780
32780這個地址在VMA中32K_36K位置，但是該頁面沒有映射，引起一個操作系統陷阱。
假設操作系統決定放棄頁框1，則它將頁表中的虛擬頁面1改成叉號，然後將虛擬頁面8的叉號改爲1，將虛擬頁面8寫入頁框1。
MMU中具體實現如下
注意，輸入虛擬地址比輸出地址少1位，表明從64K映射到32K。低12位表示頁內偏移，直接從MMU輸入複製到輸出的低12位，高4位爲頁表的十進制格式的頁面號。
頁表
頁表的目的就是將虛擬頁面映射爲頁框。這個過程會裁剪輸入虛擬地址的高位中的某一個位或某些位。在一個分頁系統中創建新進程時，操作系統要確定程序和數據初始時多大，在內存中爲它們分配頁表。並在進程終止時，釋放頁表。
虛擬地址分爲兩部分，高位部分爲虛擬頁號，低位部分爲偏移量。例如，對於16位地址和4KB的頁面大小，高4位可以指定16個虛擬頁面中的一頁，而低12位確定了所選頁面中的字節偏移量（0~4095）。使用3或5或其他位數拆分虛擬地址也是可行的。不同劃分對應不同的頁面大小。
頁表項
頁表項是一個32位的地址（32位操作系統）。
頁框號：映射的目的就是找到這個值。
在/不在位：1是有效，0則表示該表項對應的虛擬頁面不在內存中，訪問該頁面會引起一個缺頁中斷。
保護位：支出一個頁允許什麼類型的訪問。比如：0->讀/寫， 1->只讀。
修改位：它是用來記錄頁面使用情況的。在寫入一頁時有硬件自動設置修改位。如果一個頁面被修改過,那麼就是“髒”的，則必須把它寫回磁盤。反之就是“乾淨”的，簡單地丟棄就可以了。這一位有時也被稱爲髒位。
頁目錄、頁表、頁面三者關係
頁目錄和頁表都是存在線性地址（虛擬地址）裏面的。通過頁目錄中的頁表地址找到對應的頁表地址，再找到對應的頁面地址。對於32位操作系統而言，頁表項的大小爲4B指的應該是32bit的存儲空間。也就是說頁表項中數據爲4B（4*8=32），頁內偏移的大小（12位）決定了頁面的大小，也就是是4KB，如果在4GB的虛擬地址空間內，將頁面平鋪，則有4GB/2KB = 2^20個頁表項，因此採用多級分頁的策略，一個頁目錄一般有1024個頁表，一個頁表一般有1024個頁表項。如此一來就有1k*1K*4K = 4GB的空間被映射。
加速分頁過程
頁表放在內存中，當一條指令將一個寄存器值放入另一個寄存器時，有了分頁技術後，操作系統需要先訪問內存中的頁表，然後再從頁表中取對應的內存頁
轉換檢測區(TLB)
它將程序中少量常用的頁面放入一個硬件設備中，這個硬件設備通常在MMU中，如果MMU檢查到頁面地址在TLB中，則直接訪問頁面對應的物理內存。實際中，TLB的表項數量很少會超過64個。在分頁機制下，TLB的加入是爲了解決CPU多次訪問內存中的頁表而引起性能降低的問題。
軟件TLB管理
當在TLB表中找不到需要的頁面時，將TLB失效問題提交給操作系統。，操作系統更新TLB。
軟件處理TLB的速度快於硬件處理TLB的速度。
針對大內存的頁表
1、分級頁表
32位虛擬地址被分爲10位的PT1域，10位的PT2域以及12爲的Offset域。PT1域爲頂級頁表，有1024個項，每個頁表項表示4MB的內存空間，一共4GB。PT2域是次級頁表項也有1024個項，每一項表示4KB的頁大小，一共4MB。
2、倒排頁表
實際內存中的一個頁框有一個表項，而不是每個虛擬頁面有一個表項。MMU不再根據頁號來索引物理頁框，而直接在搜索RAM的整個頁表來查找某個表項。
頁面置換算法
頁面置換的過程，當程序發生缺頁中斷時，系統查找時候有空閒頁框，如果沒有空閒頁框，需要將不常用的頁面換出內存，如果頁面在內存駐留期間被修改過，則重新寫入磁盤；否則，用用VMA中的新頁覆蓋裝入內存即可。
1、最優頁面置換算法
每個頁面被標記首次被訪問前所要執行的指令數，每次置換指令數數最大的頁面。
缺點是無法實現
2、最近未使用頁面置換算法(NRU)
現代操作系統中，每個頁面有兩個狀態位，R狀態位標記頁面是否被訪問過，W狀態位標記頁面是否被修改過。根據這兩個狀態位，將頁面分爲四類，分別是
第0類，沒有被訪問，沒有被修改
第1類，沒有被訪問，但是被修
第2類，被訪問過，沒有被修改
第3類，被訪問過，也被修改
NRU算法將按類別編號最小的非空類中挑選一個頁面被替換。
3、先進先出頁面置換算法
在一個時鐘滴答中，維護一個當前內存中所有頁面的鏈表，淘汰最早進入內存的頁面（表頭位置），放到鏈表的末尾。
缺點是可能會淘汰經常使用的頁面
4、第二次機會頁面置換算法
在FIFO算法的基礎上，淘汰最早進入內存並且沒有被訪問過的頁面。每次檢查R位是否爲0，如果爲0，直接置換掉；如果爲1，將其R爲清0，放入表尾，變成新裝入的頁面，繼續查找下一個頁面。
5、時鐘頁面置換算法
它爲了解決經常在鏈表中移動結點的問題，將鏈表變成環形鏈表，維護一個指針，指向未被訪問頁面，每次置換後，指針前移一個位置。
6、最近最少使用頁面置換算法（LRU）
在缺頁中斷髮生時，置換未使用時間最長的頁面
缺點是維護內存中所有頁面的鏈表需要特殊的硬件。
7、最不常用算法（NFU）
8、老化算法
NFU的改進，將每個頁面與一個軟件計數器關聯。紅線處出錯了，(d)的紅線處應改爲00010000
9、工作集頁面置換算法
請求調頁
頁面在需要時被調入，而不是預先裝入。
局部性訪問
進程運行的任何階段，它都只訪問較少的一部分頁面。這一部分頁也都比較集中。
工作集
一個進程當前正在使用的頁面的集合稱爲工作集。一個進程如果剛開始只裝入部分頁，會產生很多缺頁中斷，直到工作集整個裝入內存中時，完整裝入前的缺頁中斷會影響程序運行速度，爲了避免這個缺陷，分頁系統在進程運行前，會將整個工作集裝入內存。
顛簸
每執行幾條指令就發生缺頁中斷
預先調頁
在程序運行過程中，預先裝入推測出的工作集的頁面。
常見的推測工作集頁面的方法是，確定一個時間間隔T，將過去T時間間隔裏內存訪問到（即R=1）的頁面的集合。
生存時間=當前實際運行時間-上次使用時間
10、工作集時鐘頁面置換算法
缺點是實現起來開銷大
分頁系統的設計問題
局部分配策略和全局分配策略
b)是局部頁面置換，它只考慮分配給A的頁面，將生存時間最小的頁面替換掉
c)是全局頁面置換，在A、B、C三個進程集合中選擇最小生存時間的頁面替換掉。
缺頁中斷率
每秒的缺頁中斷數
負載控制
一旦所有進程的組合工作集超過了內存容量，就可能發生顛簸。解決方案是將進程從內存交換到磁盤中。決定交換哪個進程要考慮三個方面的內容
● 進程的類型，是屬於計算密集型還是I/O密集型
● 進程的大小
● 分頁率
頁面大小
頁面太大，造成內存碎片太多，浪費空間；頁面太小，頁表太大，花費在尋道和旋轉延遲的時間太長。
分離的指令空間和數據空間
爲指令和數據設置分離的地址空間，每個地址空間都是從0開始到最大值。
共享頁面
這總情況下， 3、4、6頁面時進程P1、P2以及P3共享。程序頁總是隻讀的，因此共享程序也比共享數據頁簡單些。當共享頁面被回收，放入空閒頁面池時，所有共享了該頁面的所有地址空間的頁表都要同步更新。
共享數據的例子
在UNIX系統中，進行fork調用時，會創建父進程的副本，父進程和子進程要共享數據和程序，共享的方法是，將各自進程的頁表都指向一個頁面集合，而不進行復制頁面，只有在其中一個進程對數據頁面進程修改時才複製。這種做法稱爲寫時複製。
共享庫
當一個程序和共享庫鏈接時，鏈接器沒有加載被調用的函數，而是加載了一小段能夠在運行時綁定被調用函數的例程，在庫中定義但是沒有被調用的函數不會被加載，最終生成的可執行二進制文件也不包含這些未定義外部函數。
如果其他程序已經裝載了共享庫，就沒有必要再次裝載它了，並且共享庫被裝載時，不是一次性的讀入內存，而是根據需要，按頁裝入內存。
解決重定位的問題
如果庫被兩個進程共享，被不同的進程定位到不同地址上，就不能在裝載時重定位了。
解決辦法是不要產生使用絕對地址的指令。相反，只能產生使用相對地址的指令。
只使用相對偏移量的代碼稱爲位置無關代碼。
內存映射文件
進程發起一個系統調用，將一個文件映射到其虛擬地址空間的一部分。
有關實現虛擬內存系統的幾個問題
指令備份
在每條指令執行之前，將程序計數器的內容備份到寄存器中，以防止缺頁中斷後，系統無法重啓引起陷阱的指令。
鎖定內存的頁面
防止發生I/O通過DMA直接向內存頁中傳輸數據，但是該頁卻選中被置換的情況。
做法是鎖住正在I/O操作的內存中的頁面。
磁盤交換區
分段
段是一個邏輯實體，程序員必須手動分段，並進行管理。段的長度不定，在運行一段時間後，內存會被分割成空閒區和段區相間，並且這些空閒區都不能使用了。
分段和分頁的區別
