为什么要引入虚拟内存？
扩充逻辑上的内存，使得程序不需要全部，而是部分装入也能运行。
虚拟内存空间由什么因素决定，计算机的地址线数决定。
虚拟内存会解决什么问题，会带来什么问题
解决多道程序中可能存在内存不够的问题。利于多道程序的并发
掌握虚拟内存解决问题的思想，了解几种替换算法的优劣，熟练掌握虚实地址的转换
虚拟内存的基本概念
传统存储方式的特征：
都是把多个进程同时装入内存，以便允许多道程序设计。它们都具有一下两个共同的特征：
一次性：
作业一次性装入内存后，才开始运行。
这样会导致两种情况：1作业很大不能全部装入内存，使得该作业无法运行。2大量作业要求运行，内存不够全部装入容纳所有作业，只能使得少量作业先运行，导致多道程序度的下降。
驻留性：作业被装入内存后，就一直驻留在内存里，其任何部分都不会被换出，直到作业运行结束。运行中的进程会因等待IO而被阻塞，可能处在长期等待的状态
（补充：
- 挂起状态：由于IO的速度慢于CPU的运算速度，经常出现CPU等待I/O的情况。这时OS需要将主存中的进程对换至外存。在进程行为模式中需要增加一个新的挂起（suspend）状态。当内存中所有进程阻塞时，OS可将一进程置为挂起态并交换到外存，再调入另一个进程执行。
）。
局部性原理
时间局部性，刚用过的页面可能不久再用
空间局部性：因为数组向量链表等数据结构的连续性导致集中在一个局部访问
虚拟存储器的定义的特征：
叫这个名字部分因为
系统提供了 装入一部分，请求调入需要的那部分 和满的时候，置换功能 后（用户不可见），导致的结果就是
用户感觉全部的作业都装进了内存。好像有一个比实际的物理内存大得多的存储器。
存储器的大小也是由计算机的地址结构决定，不是内存外存简单相加。
如8根地址线。
决定装入一部分，是根据局部性原理，把常访问的装入内存。其余的留在外存，即可执行程序了。执行的时候访问的信息不在内存的时候，
由操作系统把所需要的部分调进来，接着执行。同时操作系统又把不用的部分调出去，调外存，腾出空间装将要调入内存的信息。
特征（与传统的存储方式对比）：
多次：作业没必要一次性装入内存，允许被分成多次调入内存
对换：作业运行时没必要常驻内存，允许作业在运行过程中，进行换进和换出
虚拟：逻辑上扩充内存容量
技术的实现：
可以采用连续分配或者离散分配内存管理方式基础上，但是连续分配导致空间利用率不高，浪费空间，所以采用离散分配。
1请求分页
2请求分段
3请求段页式存储管理
需要操作系统，也需要硬件支持：
1， 一定容量的内存和外存
2， 页表机制作为主要的数据结构
3， 中断机构，如果用户程序访问的部分没调入内存，该机构中断
4， 地址变换机构，逻辑地址到物理地址的变换
请求分页管理方式：
建立在基本分页系统基础上，为了支持虚拟存储器 而增加了请求调页和页面置换功能。请求分页是目前常用的实现虚拟存储器的方法。
具体操作：
页表机制：
和基本分页系统不同的是，
发现和处理 要访问的页面不在内存中这种情况是请求分页系统必须处理的问题
页表项为此增加了四个字段：
状态位：指示该页是否被调入内存，供程序访问时参考。
访问字段：记录本页在一段时间内被访问的次数，置换算法参考
修改位：标识该页调入内存后是否被修改过
外存地址，指出该页在外存的地址，物理块号，供调入该页时参考。
缺页中断机构：
访问的页不在内存时，产生一个缺页中断，请求操作系统把所缺的页调入内存。此时应将缺页的进程阻塞，如果内存里有空闲块，分配一个块把调入的页装入该块，并修改该页表项，若此时没有，需要淘汰某页。
缺页中断作为中断，同样要经历诸如保护cpu环境，分析中断原因，转入缺页中断处理程序，恢复cpu环境等几个步骤
它与一般的中断还有区别：
一条指令执行期间，可能产生多次缺页中断。
指令执行期间而不是执行后产生处理中断信号，属于内部中断。
地址变换机构
这个地址变换机构是在基本分页基础上，为了实现虚拟内存，增加某些功能而形成的。
请求分页的：
地址变换时，先检索快表。
如果找到要访问的页，修改页表项中的访问位（未完）
页面置换算法（选择调入哪页，调出哪页）
好的页面置换算法应该是较低的页面更换频率，不要经常换进换出，导致更换的时间比程序执行的时间都长。
下面是几种页面置换算法：
1最佳置换算法（理想的）
选择淘汰的页面是以后永不使用的页面，然而是无法预先知道哪个是。所以无法实现。
2先进先出页面置换
基于队列实现，不是堆栈类算法。
淘汰最早进入内存的页面，只需要按照先后次序链接成队列，设置成一个指针，总指向最早的页面
3.最近最久未使用算法
认为最近最长一段时间未被访问的页面予以淘汰，它认为过去一段时间内没被访问页面，最近的将来也不会被访问。
该算法为每一个页面设置一个访问字段，来记录页面字上次访问以来的所经历的时间，淘汰页面时选择其中数值最大的予以淘汰。
算法性能比较好，但需要寄存器和栈的硬件支持，是堆栈类算法。理论上证明，堆栈类算法不可能出现belady异常
4时钟置换算法
算法要循环扫描缓冲区。只考虑到是否被访问过，尽可能留下。未访问过的尽可能留下。认为这样可以总体上减少换页次数。
5改进的时钟算法
对使用的页面又做了细分分为使用过但未修改过，和使用过且修改过。如果全部页面都使用过，优先把未修改过的页面换出。
讲完几个算法的大概思路后，讲下页面分配策略
驻留集大小：
操作系统决定读取多少页，也就是给特定的进程分配多少个页框。给一个进程分配的物理页框的集合就是这个进程的驻留集。（页框就是页数）
需要考虑以下几个点：
1分配给一个进程存储量越小，任何时候驻留在主存中的进程数越多，从而可以提高处理机的利用率
2若一个进程在主存页数过少，尽管有局部性原理，页错误率仍然会相对较高。
3页数过多，则根据局部性原理，给特定的进程分配更多的主存空间对该进程的错误率无明显影响。
考虑到这些因素，分配合适的页框数目比较重要。
现代的操作系统有以下三个策略。
1固定分配的局部置换
它给每个进程分配一定数目的物理块，在整个运行期间都不改变。
若干进程在运行期间发生缺页，则只从该进程在内存中的页面中选一个页换出，然后调入重要的页面。
实现这种策略时，难以确定应为每个进程分配的物理块的数目。太少会频繁发生缺页中断，太多，会使得cpu和其他资源利用率下降。
2可变分配的全局置换
这是最容易实现的物理块分配和置换策略。
它为系统中的每个进程分配一定数目的物理块，操作系统自身也保存一个空闲的物理块队列。当某进程发生缺页时，系统从空闲物理块队列中取出一个物理块分配给该进程，并将欲调入的页装入其中。这种方式比固定分配局部置换更加灵活，可以动态增加进程的物理块，但是也有弊端，会盲目增加物理块，导致多道程序并发能力下降。
3可变分配的局部置换
它为每个进程分配一定数目的物理块，当某个进程发生缺页时，只允许从该进程在内存的页面中选取一页换出，因此不会影响其他进程运行若进程在运行中频繁得缺页，此时系统在为该进程分配物理块，直到这个进程的缺页率趋于适当程度。
反之，若进程运行缺页率特别低，可适当减少分配给该进程的物理块。比起可变分配全局置换，这种方法不仅动态增加物理块的数目，还能动态减少，在保证进程不会过多地调页同时，也保持了多道程序的并发能力
什么时候调入页面？
采取以下的调页策略：
预调页策略：按照局部性原理，一次调入相连的页可能比一次调一页更高效。但是调入的一批中大多数都未被访问，也是低效的。因此，需要采用以预测为基础的预调页策略。将预计在不久之后便会被访问的页面预先调入内存。但目前预调页的成功率只有50%，所以这种策略主要用在进程的首次调入。，由程序员指出应先调入哪些页。
请求调页策略
进程在运行中需要访问的页面不在内存而提出请求。由系统将所需要的页面调入内存。在目前的虚拟存储器大多采用此策略。它的缺点是每次只调入一页，调入调出页面数很多时会花费过多的IO开销。
从哪个地方调入页：
请求分页系统的外存分为两部分：用于存放文件的文件区和用于存放对换页面的对换区。对换区通常采用连续分配方式，文件区采用离散分配方式，故对换区的磁盘IO速度会比文件区更快。
存在以下三种情况：
1系统有足够的对换区空间，可以全部从对换区调入所需的页面，提高调页速度。为此，进程隽星前，需要把该进程相关的文件从文件区复制到对换区
2系统没有足够的对换区空间
凡是不会被修改的文件都直接从文件区调入。
当换出这些页面时，因为他们未被修改而不必再把它们换出，但对于那些可能被修改的部分，在将他们换出时换到对换区，以后需要时再从对换区调进来。
3UNIX方式 与进程有关的文件都放在文件区，故未运行过的页面都应该从文件区调入，曾经运行过但又被换出的页面，放在对换区，方便下次调入时应从对换区调入。
进程请求的共享页面若被其他进程调入内存，则没必要从对换区调入
抖动：
页面置换时一种糟糕的情形：刚刚换出的页面又要换入主存，刚刚换入的马上又要换出主存，这种频繁的页面调度行为叫做颠簸。
频繁地发生缺页中断的主要原因是:某个进程频繁访问的页面数目高于可用的物理页帧数目。
虚拟内存技术可在内存中保留更多进程以提高系统效率。
在稳定状态下，几乎主存所有的空间都被进程块占据，处理机和操作系统可以直接地访问到尽可能多的进程。
然而，如果管理不当，处理机的大部分时间都用于请求调页的操作，大大降低系统的效率。
工作集：
指的是在某段时间间隔内，进程要访问的页面集合
一般来说，工作集可由时间t和工作集窗口大小来确定。
比如某个时刻为止的工作集窗口中不重复的页就是工作集大小。