存储器的层次管理
首先我们来看下计算机系统中的存储层次，如下图所示，存储层次至少应具有三级：CPU寄存器、主存、辅存。还可以按照具体的功能细分为寄存器、高速缓存、主存储器、磁盘缓存、固定磁盘、可移动存储介质。在存储层次中，层次越高（越靠近CPU），存储介质的访问速度越快，价格也越高，相对的计算机中配置的容量也越小。
- 主存储器：这也是存储管理管理的主要对象（上图中的主存）；
- 高速缓存：为了获得更好的处理性能，部分主存程序与数据（特别是关键性能数据）被调入高速缓存，存储管理需要对其进行管理，甚至包含对联想存储器的管理（快表）；
- 辅存：为了获得更大的虚拟地址空间，存储器管理需要对存放在硬盘、可移动存储介质上的虚拟存储器文件进行管理。
内存分配可大致分为几种：
虚拟存储前言：
首先我们得明白虚拟存储的建立前提是什么？应该是因为程序在执行过程中呈现出局部性规律，即在一段连续的时间内，整个程序的执行仅限于程序中的某一部分。相应的，执行所访问的存储空间也仅限于某个内存空间。
局部性原理又表现为: 时间局部性和空间局部性。
- 时间局部性是指如果程序中的某条指令一旦执行，则不久之后该指令可能再次被执行（循环语句）；
- 空间局部性是指一旦程序访问了某个存储单元，则不久之后，其附近的存储单元也将被访问。
虚拟存储器的特征
- 多次性（最基本特征）:是虚拟存储器最重要的特征。指一个作业被分成多次调入内存运行。
- 对换性 :指允许在作业运行过程中进行换进、换出。换进、换出可提高内存利用率
- 虚拟性(最本质特征):指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。虚拟性是虚拟存储器所表现出来的重要的特征，也是实现虚拟存储器最重要的目标。
注：虚拟性以多次性和对换性为基础，而多次性和对换性又是离散分配为基础。
（先了解一下分页存储的一下知识点，请点击！）
请求分页存储管理方式
（这里主要讲解这个分页存储，分段的相差不大，可自己自行了解）
请求分页中的硬件支持
请求页表机制：
在请求页表中增加了四个字段
- 状态位(存在位) P：指示该页是否已调入内存。
- 访问字段A：记录该页在一段时间内的访问次数，或者最近多久未被访问，为置换算法选择置换页提供参考；
- 修改位M：指示该页在调入内存后是否被修改过。
- 外存地址：指示该页在外存的地址，通常是物理块号。
缺页中断机构：
在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存时，便产生一缺页中断，请求 OS 将所缺之页调入内存。缺页中断作为中断，它们同样需要经历诸如保护 CPU 环境、分析中断原因、转入缺页中断处理程序进行处理、恢复 CPU 环境等几个步骤。但缺页中断又是一种特殊的中断，它与一般的中断相比，有着明显的区别，主要表现在下面两个方面：
- 在指令执行期间产生和处理中断信号。即在指令执行期间，发现所要访问的指令或数据不在内存时所产生和处理的。
- 一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。并保证最后能返回到中断前产生缺页中断的指令处继续执行。
地址变换机构
（具体在实现的时候，其实就是拿页表来实现的，因为页表记录着页号到块号的转换）
在检索块表和页表时，对于写指令，还须将修改位置成“1”。
请求分页中的内存分配
最小物理块数的确定：
这里所说的最小物理块数，是指能保证进程正常运行所需的最小物理块数。进程应获得的最少物理块数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。
内存分配策略:
在请求分页系统中，可采取两种内存分配策略，即固定和可变分配策略。在进行置换时，也可采取两种策略，即全局置换和局部置换。于是可组合出以下三种适用的策略。
- 固定分配局部置换。
所谓固定分配，是指为每个进程分配一定数目的物理块，在整个运行期间都不再改变。所谓局部置换，是指如果进程在运行中发现缺页，则只能从分配给该进程的 n 个页面中选出一个页换出，然后再调入一页，以保证分配给该进程的内存空间不变。实现这种策略的困难在于：应为每个进程分配多少个物理块难以确定。 - 可变分配全局置换。
所谓可变分配，是指先为系统中的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。所谓全局置换，是指当进程发现缺页时，则将 OS 所保留的空闲物理块(一般组织为一个空闲物理块队列)取出一块分配给该进程，或者以所有物理块为标的，选择一块换出，然后将所缺之页调入。
在采用这种策略时，凡产生缺页(中断)的进程，都将获得新的物理块，仅当空闲物理队列中的物理块用完时，OS 才能从内存中选择一页调出，而被选择调出的页所属的进程拥有的物理块就会减少，导致其缺页率增加。 - 可变分配局部置换。
该策略为每个进程分配一定数目的物理块，但当某进程发现缺页时，只允许从该进程在内存的页面中选出一页换出，这样就不会影响其它进程的运行。如果进程在运行中频繁地发生缺页中断，则系统须再为该进程分配若干附加的物理块，直至该进程的缺页率减少到适当程度为止；反之，若一个进程在运行过程中的缺页率特别低，则此时可适当减少分配给该进程的物理块数，但不应引起其缺页率的明显增加。
物理块分配算法
在采用固定分配策略时，如何分配物理块采用以下算法：
- 平均分配算法。
- 按比例分配算法，即根据进程的大小按比例分配物理块的算法。
- 考虑优先权的分配算法。通常采取的方法是把内存中可供分配的所有物理块分成两部分：一部分按比例地分配给各进程；另一部分则根据各进程的优先权进行分配。
页面调入策略
何时调入页面:
- 预调页策略。一次调入若干个相邻的页。
①可用于进程的首次调入时。②在采用工作集的系统中使用。 - 请求调页策略。
进程在运行中提出缺页请求时调入。这种策略每次仅调入一页，故须花费较大的系统开销，增加了磁盘 I/O 的启动频率。
从何处调入页面:
- 系统拥有足够的对换区空间，这时可以全部从对换区调入所需页面，以提高调页速度。为此，在进程运行前，便须将与该进程有关的文件从文件区拷贝到对换区。
- 系统缺少足够的对换区空间，这时凡是不会被修改的文件都直接从文件区调入；但对于那些可能被修改的部分，在将它们换出时，便须调到对换区，以后需要时，再从对换区调入。
- UNIX 方式。凡是未运行过的页面，都应从文件区调入。而对于曾经运行过但又被换出的页面，由于是被放在对换区，因此在下次调入时，应从对换区调入。
通常，由于对换区是采用连续分配方式，而文件区是采用离散分配方式，故对换区的磁盘 I/O 速度比文件区的高。
页面调入过程:
每当程序所要访问的页面未在内存时(存在位为“0”)，便向 CPU 发出一缺页中断，中断处理程序首先保留 CPU 环境，分析中断原因后转入缺页中断处理程序。该程序通过查找页表，得到该页在外存的物理块后，如果此时内存能容纳新页，则启动磁盘 I/O 将所缺之页调入内存，然后修改页表。如果内存已满，则须先按照某种置换算法从内存中选出一页准备换出；如果该页未被修改过(修改位为“0”)，可不必将该页写回磁盘；但如果此页已被修改(修改位为“1”)，则必须将它写回磁盘，然后再把所缺的页调入内存，并修改页表中的相应表项，置其存在位为“1”，并将此页表项写入快表中。在缺页调入内存后，利用修改后的页表，去形成所要访问数据的物理地址，再去访问内存数据。整个页面的调入过程对用户是透明的。
缺页率:
如果在进程的运行过程中，访问页面成功(即所访问页面在内存中)的次数为S，访问页面失败(即所访问页面不在内存中，需要从外存调入)的次数为F，则该进程总的页面访问次数为A = S + F，那么该进程在其运行过程中的缺页率即为
缺页率受以下因素的影响：
- 页面大小。
- 进程所分配物理块的数目。
- 页面置换算法。因此缺页率是衡量页面置换算法的重要指标。
- 程序固有特性。
事实上，在缺页处理时，选择被置换页面还需要考虑置换的代价，如页面是否被修改过。
抖动
抖动：在虚存中，页面在内存与外存之间频繁调度，以至于调度页面所需时间比进程实际运行的时间还多。此时系统效率急剧下降，甚至导致系统崩溃。这种现象称为颠簸或抖动。
产生抖动的原因：
- 页面淘汰算法不合理
- 分配给进程的物理页面数太少