【计算机操作系统汤子瀛】
1.程序的装入与链接
多道环境下，要使程序运行，必须先创建进程，将程序和数据导入内存。首先编译程序将用户源代码编译成若干目标模块，由链接程序将一组目标模块及所需库函数一起链接成装入模块，最后由装入程序将装入模块装入内存。
2.程序装入方式（无须进行链接的单个目标模块）：
2.1绝对装入方式：适用于单道环境，按装入模块中地址，将程序和数据装入内存，装入模块装入内存后，由于程序逻辑地址和实际内存地址相同，不须对程序和数据地址修改。
2.2可重定位装入方式：多道环境下，目标模块的起始地址通常从0开始，其他地址都相对应起始地址计算的，可采用重定位方式装入，装入模块的逻辑地址和实际装入内存的物理地址不同，把在诸装入时对目标程序中指令和数据的修改过程称为重定位，主要是逻辑地址到物理地址的映射，因为地址变换通常在装入时一次完成，以后不再改变，故称为静态重定位。
2.3动态运行时装入方式：装入模块装入内存后，并不立即把装入模块中相对地址转换为绝对地址，而是等到程序真正运行时再转换，装入内存后的地址仍为相对地址，通常需要重定位寄存器的支持，存储物理内存的起始地址，以避免速度影响。
3.程序的链接方式
3.1静态链接：程序运行之前，将各目标模块及所需库函数，链接成完整的装配模块以后不再拆开
3.2装入时动态链接：装入内存时，边装入边链接
3.3运行时动态链接：在程序执行中需要该（目标）模块时才对它进行连接。
4.连续分配方式（为用户程序分配连续内存空间）：
4.1单一连续分配：用于单用户单任务系统中
4.2固定分区分配：最简单的可运行多道程序的存储管理方式，将内存用户空间划分为若干固定大小区域，每个分区中装入一道作业。分区大小可以相等也可不等，为便于分配，将分区建立分区使用表，各表项可以为分区起始地址，大小及状态
4.3动态分区分配：根据进程需要，动态分配内存空间。将会涉及：
4.3.1数据结构：空闲分区表或空闲分区链。
4.3.2分区分配算法：
4.3.2.1首次适应算法：从空闲分区链链首开始查找，按照作业大小，从该分区中划出一块内存分配，余下的空闲分区仍留在空闲链中，每次从头查找，增加开销，开始部分不断被划分，会留下碎片。
4.3.2.2循环首次适应算法：不是每次从链首查找，而是从上次找到得空闲分区下一空闲分区开始查找
4.3.2.3最佳适应算法：分区链按大小链接，每次把满足要求，又是最小的分区分配给作业。会留下很多碎片。
4.3.3分区分配操作：分配内存和回收内存。
4.4 可重定位分区分配：程序执行时，真正访问的内存地址是相对地址加上重定位寄存器的起始地址得到，由于紧凑而使若干程序移动位置，只需改变寄存器值不改变程序相对地址即可。
4.5对换：把内存中暂时不能运行的基础或程序与数据，调出到外存上，把具备运行条件的进程或进程所需程序和数据，调入内存。涉及：对换空间的管理、进程换入、进程换出。整体对换或进程对换：对换以进程为单位。页面对换或分段对换或部分对换：对换以页或段为单位，以支持虚拟存储系统。
5.基本分页存储管理方式（纯分页存储管理方式）：连续分配会形成碎片，虽然紧凑可拼接成大块空间，但开销较大，离散分配将进程分散滴装入许多不联结的分区中，基本的分页方式不具备页面对换功能，不支持虚拟存储器功能。
5.1页面：将进程逻辑地址空间分成若干大小页，加以编号，页面大小要适中
5.2（物理）块或页框：将内存空间分成与页大小相同的若干存储块，加以编号。
5.3分页地址结构：页号+页内地址
5.4页表：将页号映射到物理块号，有时还有存取控制字段项，以对块中内容加以保护。
5.5地址映射：设置一个页表寄存器PTR，存放页表在内存中起始地址及长度，进程未执行时，地址和长度放在本进程的PCB中，当调度到该进程时，将这两个数据装入PTR，单处理机下，只需一个PTR。变换为：将页表起始地址与页号和页表项长度乘积相加，得到物理块号，将之装入物理地址寄存器，将页内地址租入物理地址寄存器的块内地址字段中，完成转换。为了避免两次访问内存（查找物理地址和访问数据），可增设高速缓冲寄存器或联想寄存器或快表：表项可以为：页号和物理块号，
5.6两级和多级页表：逻辑地址若大，则页表变得非常大，还要求连续，这事不现实的，解决方法：
5.6.1采用离散分配方式解决难以找到一块连续的大内存空间问题
5.6.2只将当前需要的部分页表调入内存，其余页表仍驻留在磁盘上，需要时调入。
6.基本分段存储管理方式：固定分区->动态分区->分页管理动力：提高内存利用率。分段管理目的：方便用户编程，信息以逻辑单位存储，方便有效实施信息保护和共享，有效管理段的增长，以段位单位进行动态链接。
6.1逻辑地址：段号和段内地址，大小不同
6.2段表：为每个段分配连续分区，进程中每个段可以离散分散在内存中，段表实现逻辑地址到物理地址的映射。为提高速度，设置段表寄存器，为避免2次访问内存，设置联想存储器。
6.3信息共享：直接以段位单位实现共享。
可重入代码（纯代码）：允许多个进程同时访问的代码，代码在执行中不能有任何改变。如需改变，另可配置数据区，以保存变化的部分，不改变共享的代码。
7.分页与分段区别：
7.1页是信息的物理单位，用离散方式消减内存外零头，提高内存利用率，出于系统管理需要。段是信息的逻辑单位，更好满足用户需要。
7.2页的大小由系统固定，逻辑地址分页号和页内地址，有机器硬件实现，页面大小只有一种。段长根据信息性质划分，不固定。
7.3分页地址空间是一维的，程序员只需利用一个记忆符，即可表示一个地址。分段的作业地址空间是二维的，既需给出段名，也要给出段内地址。
8.段页式存储管理方式:很好解决外部碎片、为各个分段离散分配内存，可动态链接、分段可共享、易于保护等优点
8.1原理：将程序分段，每段分成若干页。逻辑地址：段号+段内页号+页内地址。
8.2地址变换过程：设置一个段表寄存器，存放段表开始地址和段长，利用段表始址和段号得到段表项，从段表项中得到该段页表始址，再利用段内页号得到页表项为止，根据页表项得到物理块号，再加上页内地址构成物理地址。为避免三次访问内存（段表+页表+指令或数据），可增加高速缓冲寄存器。
9.虚拟存储器：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，建立在离散分配的存储管理基础上。逻辑容易可由内存加外存之和决定。虚拟存储系统实现方式：
9.1分页请求系统：分页系统基础上，增加请求调页功能和页面置换功能，页面大小固定，故最常用。
9.2分段请求系统：分段系统基础上，增加请求调段功能和分段置换功能。
10.虚拟存储器特征：
10.1多次性：一个作业被分成多次调入内存运行，虚拟存储器最重要特征，其他系统都不具有。
10.2对换性：允许作业在运行过程中换进换出。
10.3虚拟性：逻辑上扩充容量。
11请求分页存储管理方式：为支持虚拟存储系统，除硬件支持外，还要有页表机制、缺页中断机构、地址变换机构。
11.1页表要增加若干项：页号+物理块号+状态位+访问字段A+修改位+外村地址
状态位：是否调入内存
访问字段A：记录被访问次数或多久未被访问，供换出页面参考
修改位M：调入内存是否被修改，必要时写入外村
外存地址：该页在外存上的地址，调页时参考。
11.2缺页中断与一般中断区别：
11.2.1通常，CPU在一条指令执行完后，才检查是否有中断到达，若有便去响应。缺页是在指令执行期间，所要访问指令或数据不在内存所产生处理的。
11.2.2一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断，指令或数据可能横跨几个页面。
11.3为进程分配内存时，涉及三个问题：
11.3.1最小物理块数的确定：保证进程正常运行所需的最小物理块数。
11.3.2物理块分配策略：
11.3.2.1固定分区局部置换：为每个进程分配一定物理块，运行期间不再改变，若缺页，则只能从该进程内存空间中的n个页面中调出一页，调入新页，保证进程内存空间不变。
11.3.2.2可变分配全局置换：为每个进程分配一定物理块，OS本身保持一个空闲物理块队列，缺页时，由系统从空闲物理块队列中，分配一个物理块给该进程，将缺页装入其中，直到空闲队列用完，OS才从内存中选择一页调出。
11.3.2.3可变分配局部置换：为每个进程分配一定物理块，缺页时，只允许从该进程内存中调出一页，如果该进程频繁缺页，系统再分配附加物理块给该进程，直到缺页率可接受为止。若进程缺页率一直很低，则适当减少分配的物理块数。
11.4物理块分配算法：
11.4.1平均分配算法：将可供分配物理块平均分配给各个进程。
11.4.2按比例分配算法：bi=(si/s)*m；si为进程页面数，s为页面总数，m为可用物理块总数，bi为每个进程分到的物理块数。
11.4.3优先权分配算法：物理块分为：按比例分配和优先权分配，优先权高的多分配，以尽快完成任务。
11.5调页策略：
11.5.1何时调入页面：
11.5.1.1预调页策略：预测下次可能被调入的页，一次全部调入
11.5.1.2请求调页策略：缺页时，有OS调入所需页
11.5.2何处调入页：请求分页系统中，外村分为文件区（采用离散分配方式）和对换区（存放对换页面，通常采用连续分配方式），调入方式：
11.5.2.1系统拥有足够的对换区空间：全部从对换区调入页面，在进程运行前，将与进程有关文件从文件区拷入对换区
11.5.2.2系统缺少足够的对换区空间：不会修改的文件，直接从文件调入，换出这些页面，未被修改不必换出，以后仍从文件区调入。对于可能被修改的部分，换出时，调到对换区，以后调入时，从对换区调入。
11.5.2.3UNIX方式：与进程有关的文件放在文件区，为运行的文件从文件区调入，曾经运行过又被换出的页面，放在对换区，下次调入从对换区调入。UNIX系统支持页面共享，进程请求页面可能已调入内存，无需再调。
11.5.3页面调入过程：缺页时，向CPU发中断，中断处理程序保留CPU环境，分析中断原因，转入中断处理程序，查找页表，找到外村物理块号，若内存能容纳新页，启动I/O将缺页调入内存，修改页表。若内存已满，换出一页，若该页已被修改，写回磁盘，再把所缺之页调入内存，修改页表项。将此表项存入快表。再利用修改后的页表，形成访问数据的物理地址，访问内存数据。
12页面置换算法：将页面换出
12.1最佳置换算法：最好的性能，难于实现。置换的页是最晚被使用的
12.2先进先出页面置换算法：置换驻留内存最久的页面，性能较差，实际有用较少。
12.3最近最久未使用（Least Recently Used)置换算法：该算法赋予每个页面一个访问字段，记录自上次被访问以来所经历的时间，每次淘汰时间最久的。需要的硬件支持：为进程的每个页面配置一个移位寄存器，值最小的页面将被置换，或者设置一个栈，访问页面时，将该页压栈，栈低即为淘汰页。
12.4Clock算法：LRU算法较好，但须硬件支持，实际多采用近似算法如Clock
12.4.1简单Clock算法（Not Recently Used)：为每页设置一访问位，所要页链接成循环队列，某页被访问，置为1，按FIFO依次检查，如为0换出，如为1，置0，向后继续查找，到最后仍为1，再返回队首。
12.4.2改进型Clock算法：考虑页面使用情况和是否重写磁盘，未使用过的页和未被修改过的页即为最佳淘汰页。
12.5最少使用置换算法（Least Frequently Used)：为每个页面设置一个移位寄存器，记录该页面被访问频率。将最近使用最少的页淘汰。
12.6页面换出算法：将淘汰页链接到两个链表中的一个，页面未被修改表和页面已被修改表，页面并不是做物理上的移动，只是在链接表中添加页面表项，已修改页面和未修改页面仍驻留在内存中。未被修改表可直接装入程序和数据。当已修改链表达到一定数后一起写入磁盘。如果这些页面以后还需访问，重新返回到进程驻留集中。