虚拟存储，虚拟内存什嘛关系？？？内存如何分配？？？页面又按何种方式置换？？？
虚拟存储器：为什么会出现虚拟存储器呢？？？（之前的要求是：将一个作业全部装入内存后方能运行）
１，有的作业很大，其所要求的内存空间超过了内存的总容量，作业并不能完全被装入内存，致使作业无法执行
２，有大量作业要求运行，但由于内存容量不足以容纳所有这些作业，只能将少数作业装入内存让他们先运行，
而其他大量的作业留在外存上等待．
一个显而易见的解决方法是：从物理上增加内存容量，但这往往会收到机器自身的限制，而且无疑要增加系统成本
另外一种：从逻辑上扩充内存容量
而常规存储器管理方式的特征：
一次性（作业在运行之前需要一次性的全部装入内存，但是许多作业在运行时，并非其全部程序和数据都要用到，如 果一次性的装入内存，那么也是对内存空间的一种浪费）
驻留性（作业装入内存后，便一直驻留在内存中，直至作业运行结束，并且占用极为宝贵的内存资源）
局部性原理：
１，时间局限性：如果程序中的某条指令一旦执行，则不久后该指令可能再次执行；如果某个数据被访问过，则不久 后该数据可能再次被访问（程序中存在大量的循环操作）
２，空间局限性：一旦访问某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也将被访问，即程序在一段时间内所访问
的地址集中在一定的范围内
虚拟存储器：
基于局部性原理，应用程序在运行之前，没有必要完全装入内存，仅须将那些当前要运行的少数页面或段先装入内存运行便可运行．程序在运行时，如果它所要访问的页（段）已调入内存，便可继续执行下去；但如果程序所需要的页（段）尚未调入内存（称为缺页或缺段），此时程序应利用ＯＳ所提供的请求调页（段）功能，将它们调入内存，以使进程能继续执行下去．如果此时内存已满，无法再装入新的页（段），则还须在利用页（段）的置换功能，将内存中暂时不用的页（段）调至盘上，腾出足够的内存空间后，将在访问的页（段）调入内存，使程序继续执行下去．这样，便可以使一个大的用户程序能在较小的内存空间中运行；也可以在内存中装入更多的进程使它们并发执行．
从用户的角度看：该系统所具有的内存容量，将比实际内存容量大的多．但必须说明：我们所看到的大容量只是一种感觉，是虚的，故人们把这样的存储器称为虚拟存储器．
所以说：虚拟存储器，是指具有请求调入功能和置换功能，能从逻辑上对内存容量加以扩充的一种存储器系统．其逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定，其运行速度接近于内存速度，而每位的成本又接近于外存．
可见及其优越．．．．．
虚拟内存是计算机系统内存管理的一种技术。它使得应用程序认为它拥有连续的可用的内存（一个连续完整的地址空间），而实际上，它通常是被分隔成多个物理内存碎片，还有部分暂时存储在外部磁盘存储器上，在需要时进行数据交换。目前，大多数操作系统都使用了虚拟内存，如Windows家族的“虚拟内存”；Linux的“交换空间”等。
虚拟内存别称：虚拟存储器（virtual memorty），电脑中所运行的程序须经由内存执行，若执行程序所占用的内存很大很多，则会导致内存消耗殆尽
虚拟存储器的实现方法：
１，在虚拟存储器中，允许将一个作业分多次调入内存．如果采用连续分配方式时，应将作业装入一个连续的内存区 域中．为此，须事先为它一次性的申请足够的内存空间，以便将整个作业先后分多次的装入内存．这不仅会使相 当一部分内存空间都处于暂时或＂永久＂的空闲状态，造成内存资源的严重浪费，而且也无法从逻辑上扩大内存
容量．因此，虚拟存储器的实现，都毫无例外的建立在离散分配的存储管理方式的基础上．目前，所有的虚拟存 储器都是采用下述方式之一实现的
１，分页请求系统：在分页系统的基础上，增加了请求调页功能和页面置换功能所形成的页式虚拟存储系统．它 允许只装入少数页面的程序（及数据），便启动运行．以后，再通过调页功能及页面置换功能陆续的把即将 要运行的页面调入内存，同时把暂不运行的页面换出到外存上
硬件支持：请求分页的页表机制，它是在纯分页的页表机制上增加若干项而形成的，作为请求分页的数据结 构；缺页中断机构；地址变换机构
２，请求分段系统：增加了请求调段及分段置换功能后所形成的段式虚拟存储系统．类似于分页，一切是以段为
基础的．硬件也是类似的
特征：１，多次性（一个作业被分成多次调入内存运行）
２，对换性（允许作业在运行过程中换进换出）
３，虚拟性（指能够从逻辑上扩充内存容量）
１，页表机制
在请求分页系统中所需要的主要数据结构是页表．其基本作用是将用户地址空间中的逻辑地址变换为内存空间中
的物理地址．由于只将应用程序的一部分调入内存，还有一部分仍在盘上，故需要在页表中再增加若干项，供
程序（数据）在换进，换出时参考．在请求分页系统中的每个页表项如下：
状态位ｐ：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考
访问字段Ａ：用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本页最近已有多长时间未被访问，供选择换出页 面时参考
修改位Ｍ：表示该页在被调入内存后是否被修改过．由于内存中的每一页都在外存上保留一份副本，因此：若未
被修改，在置换该页时就不需再将该页写会到外存上，以减少系统的开销和启动磁盘的次数；若已经
被修改，则必须将该页重新写到外存上，以保证外存中所保留的始终是最新副本．
外存地址：用于指出该页在外存上的地址，通常是物理块号
２，缺页中断机构
在请求分页系统中，每当所要访问的页面不存在时，便产生一缺页中断，请求ｏｓ将所却之页调入内存．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处理，回复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：
１，在指令执行期间产生和处理中断信号．通常，ｃｐｕ都是在一条指令执行完后，才检查是否有中断请求到 达．若有，便去响应，不然，继续执行下一条指令．然而，缺页中断是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．
２，一条指令执行期间，可能产生多次缺页中断．如下图：
在执行一条指令ＣＯＰＹ A TO B
可能要产生６次中断：指令本身跨了两个页面，Ａ和Ｂ又分别是一个数据块，也都跨了两个页面
３，地址变换机构
请求分页系统中的地址变换机构，是在分页系统地址变换机构的基础上，再为实现虚拟存储器而增加了某些
功能而形成的，如产生和处理缺页中断，以及从内存中换出一页的功能等．如下产生和处理缺页中断，以及
从内存中换出一页的索快表，试图从中找出索要访问的页．（摘自：计算机操作系统：（三）１４６）
４，内存分配策略和分配算法
１，在为进程分配内存时，将涉及到三个问题：第一，最小物理块的确定；第二，物理块的分配策略；第三，物 理块的分配算法
２，最小物理块数的确定
这里所说的最小物理块数，是指保证进程正常运行所需的最小物理块数．当系统为进程分配的物理块数小于
此值时，进程将无法进行．最小的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
，对于某些简单的机器，若是单地址指令且采用直接寻址方式，则所需的最少物理块数为２．其中，一块用 于存放指令的页面，另一块则用于存放数据的页面．如果该机器允许间接寻址时，则至少要求有三个物理块
．对于某些功能较强的机器，其指令长度可能是两个字节或多于两个字节，因而其指令本身有可能跨两个页 面，且源地址和目标地址所设计的区域也都有可能跨两个页面
３，物理块的分配策略
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
１，固定分配局部置换：基于进程的类型，或根据程序员的建议，为每个进程分配一定数目的物理块，在整 个运行期间都不在改变．采用该策略时，如果进程在运行过程中发现缺页，则只能从该进程在内存的ｎ
个页面中选出一个页换出．然后在调入一页，以保证分配给该进程的内存空间太少．
但是：应为每个进程分配多少各物理块难以确定．若太少，会频繁的出现缺页中断，降低了系统的吞吐 量；若太多，又必然使得内存中驻留的进程的数目太少，进而可能造成ｃｐｕ空闲或其他资源的浪费
２，可变分配全局置换
可能是最易实现的一种物理块和置换策略，已用与若干ｏｓ中．在采用这种策略时，先为系统分配一定 数目的内存块，而ｏｓ本身也保持一个空闲物理块队列．当某进程发现缺页时，由系统从空闲物理队列
中取出一个物理块分配给进程，并将预装入缺页装入其中．这样，凡是产生缺页（中断）的进程，都将
获得新的物理块，仅当空闲物理块队列中的物理块用完的时候，ｏｓ才能从内存中选择一页调出，该页 可能是任一进程的页，这样，自然又会使那个进程的物理块减１，进而增加缺页率
３，可变分配局部置换
同样是基于进程的类型或根据程序员的要求，为每个进程分配一定数目的物理块，但当进程发现缺页 时，只允许从该进程在内存的页面中选出一页换出，这样就不会影响其他进程的运行．如果进程在运行
中频繁的发生缺页中断，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明显增加
４，物理块分配算法
在采用固定的分配策略时，如何将系统中所有可供分配的物理块平均分配给各个进程，可以采用以下几种算 法
１，平均分配（将系统中所有可供分配的物理块平均分配给各个进程．例如：当系统中有１００个物理块 ，有５个进程正在运行，每个进程可分得２０个物理块．这种方法貌似公平，但实际上是不公平的，因 为它没有考虑到各个进程本身的大小，如果一个进程其大小为２００页，只分给２０页，那么缺页率自 然很高）
２，按比例划分
根据进程的大小按比例分配物理块的算法
３，考虑优先权的分配算法
为了照顾到重要的，紧迫的作业能尽快的完成，应为它分配较多的内存空间．通常采取的是把内存中可
分配的所有物理块分成两部分：一部分按比例分配给各个进程；另一部分则根据各进程的优先权．在有 的系统中，实时控制系统中，则可能完全按照优先权来为各进程分配其物理块
４，页面置换算法
在进程的运行过程中：若其所要访问的页面不在内存而需要把它们调入内存，但内存已经没有空闲空间，为了保 证该进程能正常运行，系统必须从内存中调入一页程序或数据送磁盘对换区，但是应该将那个页面调出呢？？？
当然，我们的目的很明确，我们一定要减少页面置换频率
１，最佳置换算法
其所选择的被淘汰页面，将是以后永不使用的，或许是在最长（未来）时间内不再被访问的页面，采用最佳
置换算法，通常可保证获得最低的缺页率．但是，最大的问题就是：我们现在还无法知道一个进程在内存的
若干个页面中，哪一个页面是未来最长时间内不再被访问的．
假如:系统为某进程分配了三个物理块，并考虑有以下页面号
７，０，１，２，０，３，０，４，２，３，０，３，２，１，２，０，１，７，０，１
此时，进程运行时，先将７，０，１三个页面装入内存．以后，当进程要访问页面２时，将会产生缺页中断
，此时ｏｓ根据最佳置换算法，将选择页面７予以淘汰．这是因为页面０将作为第五个被访问的页面，页面 １是第１４个被访问的页面，而页面７是第１８次页面访问时才需要调入．所以，出７
如下图：
２，先进先出页面置换算法
该算法总是淘汰最先进入内存的页面，即选择在内存中驻留时间最久的页面予以淘汰
还是如上情况：
７，０，１，２，０，３，０，４，２，６
３，最近最久未使用的置换算法
FIFO置换算法性能之所以较差，是因为它所依据的条件是各个页面调入内存的时间，而页面调入的先后并不 能反映页面的使用情况，而最近最久未使用的页面置换算法，是根据页面调入内存后的使用情况来进行决策 的．
如下：７，０，１，２，０，３，０，４
