前言
为了保证内存在用户程序看起来是分段，而实际是分页的效果，引入了虚拟内存。对于用户来说，虚拟内存是一个完整的内存，用户可以随意使用该内存，假设为4G，对于用户来说就有4G的空间可以使用，但是真正的物理内存远小于4G。为了实现这一差别，引出了内存换入和换出提示：以下是本篇文章正文内容
一、内存换入
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1.引出换入
从前面我们知道，在内存中段页同时存在
但是实际情况是虚拟内存的大小一般大于物理内存，我们又不得不实现虚拟内存，所以，用换入换出实现这一差别(建立虚拟内存与物理内存的映射)。
分段分页的核心是虚拟内存，而要实现虚拟内存，就需要进行内存的换入和换出
当要访问某一个段的时候，将该段映射到物理内存中，不向相关的数据可以覆盖。
2.请求调页
先用逻辑地址通过查段表计算出虚拟地址时，再由虚拟地址查页表计算物理地址，当用虚拟地址查页表发现该虚拟地址没有映射，即该页没有载入内存时，需要从磁盘中将该页载入物理内存（请求调页）
逻辑地址CS:IP，首先根据CS在段表中找到对应的基址，加上偏移得到虚拟地址：页号+偏移。然后根据页号在页表中找到对应的页框号，加上偏移得到物理地址。
但是如果在页表中找不到对应的页号对应的页框地址，就要从磁盘上将这一页换入了。
换入是利用中断来处理(页错误处理程序)，如果load[addr]的时候，发现addr在页表里面没有对应映射，那么就将中断向量寄存器的某一位置为1，说明有中断产生。然后在中断服务函数里面将addr导入到物理内存中。然后再次执行load[addr]这条语句。
通过虚拟地址查页表找不到映射的情况称作缺页，发现缺页后就要从磁盘中请求调页，这个过程一般比较长，同时需要进入内核，所以在中断中进行。一旦发生缺页，就进入缺页中断，在中断中请求调页。同时建立虚拟内存的该页与物理内存的映射，当请求调页完成时，映射也建立好了
将某页从磁盘换入到内存的，从中断服务函数开始。cpu有专门的中断会就去查找中断号，然后转去执行该中断服务程序。这些东西是在系统初始化的时候就做好了
(1)设置中断号
void trap_init(void)
{
set_trap_gate(14, &page_fault); //设置中断号
}
# define set_trap_gate(n, addr)\
_set_gate(&idt[n], 15, 0, addr);
(2)中断处理page fault
(3)进入中断要push保留现场，然后调用do_no_page();
当页不存在时，执行该函数
page=get_free_page();
bread_page(page, current->executable->i_dev, nr);
put_page(page, address);
先分配一个空闲页给page,然后将磁盘里面的页读到内存中，调用put_page建立映射，最后再次执行load[addr]
(4)建立映射put_page
二、内存换出
1.引入换出
由于物理内存大小是有限的，在内存换入多次后，物理内存就会满，因此必须换页，才能腾出空间给新换入的页。
换页的核心问题是需要选择一页淘汰，换出到磁盘，选择哪一页？类似于进程调度
2.FIFO算法
即每次缺页的时候就替换掉最开始的那一页（先进先出）
在第一次换D的时候将A换入，但是后面紧跟着又要换入A…
这种算法在这个方面肯定不是最好的算法，因为它没有任何机制保证替换次数尽可能少
3.MIN算法
选最远（不常用的）将使用的页淘汰， 是最优方案
但是，MIN需要知道将来发生的事，在实际中不可行
4.LRU算法
选最近最长一段时间没有使用的页淘汰(最近最少使用)
用过去的历史预测将来，可以通过前面调用的页的顺序来推测未来哪些页是常用的，理论基础就是程序的空间局部性。
实现一：时间戳
用时间戳来记录每页的访问时间
第一次将A放入页框中，并记录当前时间为1；第二次将B放入页框中，并记录当前时间为2；第三次将C放入页框中，并记录当前时间为3；第四次又是访问A页，更新A页访问时间，第五次访问B页，更新B页访问时间；第六次访问D页，不存在，那么就在A、B、C页中选择一个最早使用的也就是数字最小的替换，即C页。
理论上算法可行，但是，每次地址访问都需要修改时间戳， 需维护一个全局时钟， 需找到最小值 … 实现代价较大
实现二：页码栈
每次选择栈底换出
每次地址访问都需要修改栈(修改10次左右栈指针) … 实现代价仍然较大
5.Clock算法
LRU的近似实现 – 将时间计数变为是和否
实现这一算法：Second Chance Replacement（再给一次机会）
具体思想：每页增加一个引用位( R )，每一次访问该页时，就将该位置为1。当发生缺页时用一个指针查看每一页的引用位，如果是1则将其置为0，如果是0就直接淘汰。
每次访问一页时， 硬件自动设置该位
选择淘汰页： 扫描该位， 是1时清0， 并继续扫描； 是0时淘汰该页
这种方法提高了内存的效率，只要维护R位（在PCB中）
但是，如果缺页很少，可能会出现所以的R为1（在实际中，缺页的情况不会很多；如果缺页很多了，说明内存太小了或者算法不行）
当发生缺页时，指针转一圈之后将所有的页的引用位都置为0，没找到能替换的，继续转，这时候发现最开始的页引用位为0，将其换出，指针后移
然后又一段时间没有发生缺页，所有页的引用位都为1，当发生缺页之后，又会将这一轮最开始的页换出，然后指针后移，一段时间之后发生缺页，又会将这一轮最开始的页换出，这不就直接退化为FIFO了吗？
原因：记录了太长的历史信息
解决：定时清除R位
再加一个指针用来清除每一页的引用位（这个指针的移动速度要快），可以放在时钟中断里面，定时清除
三、帧frame
现在置换策略有了，但是还有一个问题：给进程分配多少个页框(帧frame)?
如果分配多，请求调页导致的内存高效利用就没有用。而且内存就那么大，如果每一个进程分配很多的话，跑的进程数量就少了。
如果分配的少，系统内进程增多，每个进程的缺页率增大，当缺页率大到一定程度，进程就会总等待调页完成，导致cpu利用率降低，这一现象为颠簸(thrashing)
所以，先给进程分配一定数量的页框，如果增加页框能增加cpu利用率，就缓慢增加，如果导致cpu利用率减少，就降低页框分配。当然实际情况下每个进程对应的页框数量肯定是得动态调整的。
总结
提示：这里对文章进行总结：
内存的换入与换出大致过程：
