操作系统——内存管理

内存的基础知识

我们写的代码要翻译成CPU能识别的指令。这些指令会告诉CPU应该去内存的哪个地址读/写数据,这个数据应该做什么样的处理。指令中的地址参数直接给出了变量x的实际存放地址(物理地址)。

程序经过编译、链接后生成的指令中指明的是逻辑地址(相对地址)，即:相对于进程的起始地址而言的地址

如何将指令中的逻辑地址转换为物理地址，有三种策略

绝对装入

绝对装入:在编译时，如果知道程序将放到内存中的哪个位置，编译程序将产生绝对地址的目标代码。装入程序按照装入模块中的地址，将程序和数据装入内存。

灵活性非常低！！！

静态重定位装入

静态重定位:又称可重定位装入。编译、链接后的装入模块的地址都是从0开始的，指令中使用的地址、数据存放的地址都是相对于起始地址而言的逻辑地址。可根据内存的当前情况，将装入模块装入到内存的适当位置。装入时对地址进行“重定位”，将逻辑地址变换为物理地址(地址变换是在装入时一次完成的)。

静态重定位的特点是在一个作业装入内存时，必须分配其要求的全部内存空间，如果没有足够的内存就不能装入该作业。作业一旦进入内存后，在运行期间就不能再移动，也不能再申请内存空间。

动态重定位装入

动态重定位:又称动态运行时装入。编译、链接后的装入模块的地址都是从0开始的。装入程序把装入模块装入内存后，并不会立即把逻辑地址转换为物理地址，而是把地址转换推迟到程序真正要执行时才进行。因此装入内存后所有的地址依然是逻辑地址。这种方式需要一个重定位寄存器的支持。
重定位寄存器:存放装入模块存放的起始位置

静态链接

静态链接:在程序运行之前，先将各目标模块及它们所需的库函数连接成一个完整的可执行文件(装入模块),之后不再拆开。

装入时动态链接

装入时动态链接:将各目标模块装入内存时，边装入边链接的链接方式。

运行时动态链接

运行时动态链接:在程序执行中需要该目标模块时，才对它进行链接。其优点是便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享

内存管理

一、内存的分配与回收

操作系统负责内存空间的分配与回收

连续分配管理方式

连续分配：是指为用户进程分配的必须是一个连续的内存空间

单一连续分配

在单一连续分配方式中，内存被分为系统区和用户区。系统区通常位于内存的低地址部分，用于存放操作系统
相关数据:用户区用于存放用户进程相关数据。内存中只能有一道用户程序，用户程序独占整个用户区空间。

优点:实现简单:无外部碎片;可以采用覆盖技术扩充内存;不一定需要采取内存保护(eg:早期的PC操作系统MS-DOS )
缺点:只能用于单用户、单任务的操作系统中:有内部碎片;存储器利用率极低。

固定分区分配

20世纪60年代出现了支持多道程序的系统，为了能在内存中装入多道程序，且这些程序之间又不会相互干扰，于是将整个用户空间划分为若千个固定大小的分区，在每个分区中只装入一道作业，这样就形成了最早的、最简单的一种可运行多道程序的内存管理方式。无外部碎片，有内部碎片。

分区大小相等:缺乏灵活性，但是很适合用于用一台计算机控制多个相同对象的场合(比如:钢铁厂有n个相同的炼钢炉，就可把内存分为n个大小相等的区域存放n个炼钢炉控制程序)
分区大小不等:增加灵活性，以满足不同大小的需求。根据常在系统中运行的作业大小情况进行划分(比如:划分多个小分区、适量中等分区、少量大分区)

操作系统需要建立一个数据结构——分区说明表，来实现各个分区的分配与回收。每个表项对应一个分区，通常按分区大小排列。每个表项包括对应分区的大小、起始地址、状态(是否已分配)

动态分区分配

动态分区分配又称为可变分区分配。这种分配方式不会预先划分内存分区，而是在进程装入内存时,根据进程的大小动态地建立分区，并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统分区的大小和数目是可变的。(eg: 假设某计算机内存大小为64MB，系统区8MB，用户区共56 M…)

一、系统用什么数据结构记录内存的使用情况

二、如何选择空闲分区
把一个新作业装入内存时，须按照一定的动态分区分配算法，从空闲分区表(或空闲分区链)中选出一个分区分配给该作业。由于分配算法算法对系统性能有很大的影响，因此人们对它进行了广泛的研究。

动态分区分配算法	算法思想	算法实现
首次适应算法	每次都从低地址开始查找，找到第一个能满足大小的空闲分区。	空闲分区以地址递增的次序排列。每次分配内存时顺序查找空闲分区链(或空闲分区表)，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。
最佳适应算法	由于动态分区分配是一种连续分配方式，为各进程分配的空间必须是连续的一整片区域。因此为了保证当“大进程”到来时能有连续的大片空间，可以尽可能多地留下大片的空闲区，即，优先使用更小的空闲区。	空闲分区按容量递增次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链(或空闲分区表)，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。
最坏适应算法	为了解决最佳适应算法的问题一一即留下太多难以利用的小碎片，可以在每次分配时优先使用最大的连续空闲区，这样分配后剩余的空闲区就不会太小，更方便使用。	空闲分区按容量递减次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链(或空闲分区表)，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。
邻近适应算法	首次适应算法每次都从链头开始查找的。这可能会导致低地址部分出现很多小的空闲分区，而每次分配查找时，都要经过这些分区，因此也增加了查找的开销。如果每次都从上次查找结束的位置开始检索，就能解决上述问题。	空闲分区以地址递增的顺序排列(可排成一个循环链表)。每次分配内存时从上次查找结束的位置开始查找空闲分区链(或空闲分区表)，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

三、如何进行分区的分配与回收
及时更新空闲分区表或空闲分区链（空闲分区的拆分与合并）

动态分区分配没有内部碎片，但是有外部碎片。
内部碎片，分配给某进程的内存区域中，如果有些部分没有用上。
外部碎片，是指内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用。
如果内存中空闲空间的总和本来可以满足某进程的要求，但由于进程需要的是一整块连续的内存空间，因此这些“碎片”不能满足进程的需求。可以通过紧凑(拼凑，Compaction) 技术来解决外部碎片,

非连续分配管理方式

基本分页存储管理⭐⭐⭐

什么是分页存储？
将内存空间分为一个个大小相等的分区(比如:每个分区4KB)，每个分区就是一个“页框”(页框=页帧=内存块=物理块=物理页面)。每个页框有一个编号，即“页框号”(页框号=页帧号=内存块号=物理块号=物理页号)，页框号从0开始。

将进程的逻辑地址空间也分为与页框大小相等的一一个个部分，每个部分称为一个“页”或“页面”。每个页面也有一个编号，即“页号”，页号也是从0开始。

操作系统以页框为单位为各个进程分配内存空间。进程的每个页面分别放入一个页框中。也就是说，进程的页面与内存的页
框有一一对应的关系。各个页面不必连续存放，可以放到不相邻的各个页框中。

重要的数据结构——页表
为了能知道进程的每个页面在内存中存放的位置，操作系统要为每个进程建立一张页表。
注:页表通常存在PCB (进程控制块)中


逻辑地址可以拆分为(页号，页内偏移量)通过页号查询页表，可知页面在内存中的起始地址
页面在内存中的起始地址+页内偏移量=实际的物理地址

不难发现，红色部分是页号的二进制表示，黑色部分是页内偏移量的二进制表示。
在计算机内部，地址是用二进制表示的，如果页面大小刚好是2的整数幂，则计算机硬件可以很快速的把逻辑地址拆分成(页号，页内偏移量)
结论:如果每个页面大小为2KB，用二进制数表示逻辑地址，则末尾K位即为页内偏移量，其余部分就是页号

基本地址变换结构：
基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。
通常会在系统中设置一个页表寄存器(PTR)，存放页表在内存中的起始地址F和页表长度M。进程未执行时，页表的始址和页表长度放在进程控制块(PCB)中，当进程被调度时，操作系统内核会把它们放到页表寄存器中。

设页面大小为L，逻辑地址A到物理地址E的变换过程如下：
１.计算页号P和页内偏移量W（如果用十进制数手算，则Ｐ＝Ａ／Ｌ，Ｗ＝Ａ％Ｌ；但是在计算机实际运行时，逻辑地址结构是固定不变的，因此计算机硬件可以更快的得到二进制的页号、页内偏移量）
２.比较页号P和页表长度M，若Ｐ＞＝Ｍ；则产生越界中断，否则继续执行。（注意：页号是从０开始的，而页表长度至少是１，因此Ｐ＝Ｍ时也会越界）
3.页表中页号P对应的页表项地址=页表项起始地址F+页号P页表项长度，取出该页表项内容b,即为内存块号。（注意分区页表项长度、页表长度、页面大小的区别。页表长度指的是这个页表中总共有几个页表项，即总共有几个页；页表项长度指的是每个页表项占多大的存储空间；页面的大小指的是一个页面占多大的存储空间）
4.计算E=bL+W,用得到的物理地址E去访存（如果内存块号、页面偏移量是用二进制表示的，那么把二者拼起来就是最终的物理地址了）

具有快表的地址变换机构：
快表，又称联想寄存器(TLB，translation lookaside buffer )，是一种访问速度比内存快很多的高速缓存(TLB不是内存! )，用来存放最近访问的页表项的副本，可以加速地址变换的速度。与此对应，内存中的页表常称为慢表。
访问速度由快到慢：寄存器 、高速缓存（cache）、内存（RAM）、外存（硬盘）

①CPU给出逻辑地址，由某个硬件算得页号、页内偏移量，将页号与快表中的所有页号进行比较。
②如果找到匹配的页号，说明要访问的页表项在快表中有副本，则直接从中取出该页对应的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表命中，则访问某个逻辑地址仅需一次访存 即可。
③如果没有找到匹配的页号，则需要访问内存中的页表，找到对应页表项，得到页面存放的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此,若快表未命中，则访问某个逻辑地址需要两次访存(注意:在找到页表项后，应同时将其存入快表，以便后面可能的再次访问。但若快表已满，则必须按照一定的算法对旧的页表项进行替换)
由于查询快表的速度比查询页表的速度快很多，因此只要快表命中，就可以节省很多时间。
因为局部性原理，一般来说快表的命中率可以达到90%以上。

两级页表：
假设某计算机系统按字节寻址，支持32位逻辑地址，采用分页存储管理，页面大小为4KB，页表项长度为4B。
4KB = 2¹²B，因此页内地址要用12位表示，剩余20位表示页号。
因此，该系统中用户进程最多有2²⁰页。相应的，一个进程的页表中，最多会有2²⁰个页表项，所以一个页表最大需要2²⁰ x 4B = 2²²B。一个页框（内存块）大小为4B，所以需要2²²/2¹² = 2¹⁰个页框存储该页表。而页表的存储是需要连续存储的，因为根据页号查询页表的方法：K号页对应的页表项的位置 = 页表起始地址 + K * 4B（页表项长度），所以这就要求页表的存储必须是连续的。

单级页表的问题：
问题一:页表必须连续存放，因此当页表很大时，需要占用很多个连续的页框。
问题二:没有必耍让整个页表常驻内存，因为进程在–段时间内可能只需要访问某几个特定的页面。

可将长长的页表进行分组，使每个内存块刚好可以放入一个分组(比如上个例子中，页面大小4KB,每个页表项4B，每个页面可存放1K个页表项，因此每1K个连续的页表项为一组，每组刚好占一个内存块，再讲各组离散地放到各个内存块中)
另外，要为离散分配的页表再建立一张页表，称为页目录表，或称外层页表，或称顶层页表

基本分段存储结构

与“分页”最大的区别就是——离散分配时所分配地址空间的基本单位不同
进程的地址空间:按照程序自身的逻辑关系划分为若千个段，每个段都有一个段名( 在低级语言中，程序员使用段名来编程)，每段从0开始编址
内存分配规则:以段为单位进行分配，每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻。

分段系统的逻辑地址结构由段号（段名）和段内地址（段内偏移量）所组成。


页是信息的物理单位。分页的主要目的是为了实现离散分配，提高内存利用率。分页仅仅是系统管理上的需要，完全是系统行为，对用户是不可见的。
段是信息的逻辑单位。分段的主要目的是更好地满足用户需求。一个段通常包含着一组属于一个逻辑模块的信息。分段对用户是可见的，用户编程时需要显式地给出段名。页的大小固定且由系统决定。段的长度却不固定，决定于用户编写的程序。
分页的用户进程地址空间是一维的，程序员只需给出一个记忆符即可表示一个地址。
分段的用户进程地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既要给出段名，也要给出段内地址

段页式存储管理

	优点	缺点
分页管理	内存空间利用率高，不会产生外部碎片，只会有少量的页内碎片	不方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护
分段管理	很方便按照逻辑模块实现信息的共享和保护	如果段长过大，为其分配很大的连续空间会很不方便。另外，段式管理会产生外部碎片

分段+分页=段页式管理

二、内存空间的扩充

操作系统需要提供某种技术从逻辑上对内存空间进行扩充

覆盖技术

覆盖技术的思想:将程序分为多个段(多个模块)常用的段常驻内存，不常用的段在需要时调入内存。内存中分为一个“固定区”和若干个“覆盖区”需要常驻内存的段放在“固定区”中，调入后就不再调出(除非运行结束)
不常用的段放在“覆盖区”，需要用到时调入内存,用不到时调出内存

必须由程序员声明覆盖结构，操作系统完成自动覆盖。缺点：对用户不透明，增加了用户编程负担。已经退出了历史舞台

交换技术

交换(对换)技术的设计思想:内存空间紧张时，系统将内存中某些进程暂时换出外存，把外存中某些已具备运行条件的进程换入内存(进程在内存与磁盘间动态调度)
暂时换出外存等待的进程状态为挂起状态(挂起态，suspend)
挂起态又可以进一步细分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态

1.具有对换功能的操作系统中，通常把磁盘空间分为文件区和对换区两部分。文件区主要用于存放文件，主要追求存储空间的利用率，因此对文件区空间的管理采用离散分配方式;对换区空间只占磁盘空间的小部分，被换出的进程数据就存放在对换区。由于对换的速度直接影响到系统的整体速度，因此对换区空间的管理主要追求换入换出速度，因此通常对换区采用连续分配方式。总之，对换区的I/0速度比文件区的更快。
2.交换通常在许多进程运行且内存吃紧时进行，而系统负荷降低就暂停。例如:在发现许多进程运行时经常发生缺页，就说明内存紧张，此时可以换出一些进程;如果缺页率明显下降，就可以暂停换出。

虚拟存储技术

传统的存储管理方式问题：
一次性:作业必须一次性全部装入内存后才能开始运行。这会造成两个问题:①作业很大时，不能全部装入内存，导致大作业无法运行;②当大量作业要求运行时，由于内存无法容纳所有作业，因此只有少量作业能运行，导致多道程序并发度下降。
驻留性: 一旦作业被装入内存，就会一真驻留在内存中，真至作业运行结束。事实上，在一个时间段内，只需要访问作业的部分数据即可正常运行行，这就导致了内存中会驻留大量的、暂时用不到的数据，浪费了宝贵的内存资源。

可以用虚拟存储技术来解决。

局部性原理
时间局部性:如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次执行;如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问。(因为程序中存 在大量的循环)
空间局部性:一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问。(因为很多数据在内存中都是连续存放的，并且程序的指令也是顺序地在内存中存放的)

基于局部性原理，在程序装入时，可以将程序中很快会用到的部分装入内存，暂时用不到的部分留在外存，就可以让程序开始执行。在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统负贵将所需信息从外存调入内存，然后继续执行程序。
若内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。在操作系统的管理下，在用户看来似乎有一个比实际内存大得多的内存，这就是虛拟内存.

虚拟内存有一下主要特征:
多次性:无需在作业运行时一次性全部装入内存，而是允许被分成多次调入内存。
对换性:在作业运行时无需-直常驻内存，而是允许在作业运行过程中，将作业换入、换出。

虚拟内存技术，允许一个作业分多次调入内存。如果采用连续分配方式，会不方便实现。因此，虚拟内存的实现需要建立在离散分配的内存管理方式基础上。

与传统的非连续分配存储管理（基本分页、基本分段、基本段页式）的主要区别:
在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所需信息从外存调入内存，然后继续执行程序（请求调页/段）
若内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。（页面/段置换）

请求分页管理方式

以请求分页管理方式为例：

与基本分页管理相比，请求分页管理中，为了实现“请求调页”，操作系统需要知道每个页面是否已经调入内存:如果还没调入，那么也需要知道该页面在外存中存放的位置。
当内存空间不够时，要实现“页面置换”，操作系统需要通过某些指标来决定到底换出哪个页面:有的页面没有被修改过，就不用再浪费时间写回外存。有的页面修改过，就需要将外存中的旧数据覆盖，因此，操作系统也需要记录各个页面是否被修改的信息。

在请求分页系统中，每当要访问的页面不在内存时，便产生一个缺页中断（内中断），然后由操作系统的缺页中断处理程序处理中断。此时缺页的进程阻塞，放入阻塞队列，调页完成后再将其唤醒，放回就绪队列。
如果内存中有空闲块，则为进程分配一个空闲块，将所缺页面装入该块，并修改页表中相应的页表项。
如果内存中没有空闲块，则由页面置换算法选择一个页面淘汰，若该页面在内存期间被修改过，则将其写回外存。未修改过的页面不用写回外存。

需要注意的是：
1.快表中有的页面一定是在内存中的。若某个页面被换出外存，则快表中的相应表项也要删除，否则可能访问错误的页面。
2.只有“写指令”才需要修改修改位”。并且，一般来说只需修改快表中的数据，只有要将快表项删除时才需要写回内存中的慢表。这样可以减少访存次数。
3.和普通的中断处理一样，缺页中断处理依然需要保留CPU现场。
4.需要用某种“页面置换算法”来决定一个换出页面(下节内容)
5.换入/换出页面都需要启动慢速的I/0操作，可见，如果换入/换出太频繁，会有很大的开销。
6.页面调入内存后，需要修改慢表，同时也需要将表项复制到快表中。

页面置换算法

1.最佳置换算法(OPT， Optimal) ：每次选择淘汰的页面将是以后永不使用，或者在最长时间内不再被访问的页面，这样可以保证最低的缺页率。

缺页中断9次，页面置换6次。
注意:缺页时未必发生页面置换。若还有可用的空闲内存块，就不用进行页面置换。
最佳置换算法可以保证最低的缺页率，但实际上，只有在进程执行的过程中才能知道接下来会访问到的是哪个页面。操作系统无法提前预判页面访问序列。因此，最佳置换算法是无法实现的。

2.先进先出置换算法（FIFO）
先进先出置换算法(FIFO) :每次选择淘汰的页面是最早进入内存的页面
实现方法:把调入内存的页面根据调入的先后顺序排成一个队列，需要换出页面时选择队头页面即可。队列的最大长度取决于系统为进程分配了多少个内存块。

3.最近最久未使用置换算法（LRU）
最近最久未使用置换算法(LRU，leastrecentlyused):每次淘汰的页面是最近最久未使用的页面
实现方法:赋予每个页面对应的页表项中，用访问字段记录该页面自上次被访问以来所经历的时间t。当需要淘汰一个页面时，选择现有页面中t值最大的，即最近最久未使用的页面。

该算法的实现需要专门的硬件支持，虽然算法性能好，但是实现困难，开销大

4.时钟置换算法（CLOCK）
最佳置换算法性能最好，但无法实现;先进先出置换算法实现简单，但算法性能差;最近最久未使用置换算法性能好，是最接近OPT算法性能的，但是实现起来需要专门的硬件支持，算法开销大。时钟置换算法是一种性能和开销较均衡的算法，又称CLOCK算法，或最近未用算法(NRU，NotRecently Used)

简单的CLOCK算法实现方法:为每个页面设置一个访问位，再将内存中的面都通过链接指针链接成一个循环队列。当某页被访问时，其访问位置为1。当需要淘汰一个页面时，只需检查页的访问位。如果是0，就选择该页换出;如果是1，则将它置为0，暂不换出，继续检查下一个页面，若第一轮扫描中所有页面都是1，则将这些页面的访问位依次置为0后，再进行第二二轮扫描(第二轮扫描中一定会有访问位为0的页面，因此简单的CLOCK算法选择一个淘汰页面最多会经过两轮扫描)

5.改进型的时钟置换算法
简单的时钟置换算法仅考虑到一个页面最近是否被访问过。事实上，如果被淘汰的页面没有被修改过，就不需要执行I/O操作写回外存。只有被淘汰的页面被修改过时，才需要写回外存。

因此，除了考虑一个页面最近有没有被访问过之外，操作系统还应考虑页面有没有被修改过。在其他条件都相同时，应优先淘汰没有修改过的页面，避免l/0操作。这就是改进型的时钟置换算法的思想。修改位=0，表示页面没有被修改过;修改位=1， 表示页面被修改过。为方便讨论，用(访问位，修改位)的形式表示各页面状态。如(1，1)表示一个页面近期被访问过,且被修改过。

算法规则:将所有可能被置换的页面排成一个循环队列
第一轮:从当前位置开始扫描到第一个(0,0) 的帧用于替换。本轮扫描不修改任何标志位
第二轮:若第一轮扫描失败，则重新扫描，查找第一一个(0, 1)的帧用于替换。本轮将所有扫描过的帧访问位设为0
第三轮:若第二轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个(0,0) 的帧用于替换。本轮扫描不修改任何标志位
第四轮:若第三轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个(0, 1)的帧用于替换。

页面分配、置换策略

驻留集:指请求分页存储管理中给进程分配的物理块的集合。在采用了虚拟存储技术的系统中，驻留集大小一般小于进程的总大小。
若驻留集太小，会导致缺页频繁，系统要花大量的时间来处理缺页，实际用于进程推进的时间很少;
驻留集太大，又会导致多道程序并发度下降，资源利用率降低。所以应该选择-一个 合适的驻留集大小。

固定分配:操作系统为每个进程分配- -组固定数目的物理块，在进程运行期间不再改变。即，驻留集大小不变
可变分配:先为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。即，驻留集大小可变

局部置换:发生缺页时只能选进程自己的物理块进行置换。
全局置换:可以将操作系统保留的空闲物理块分配给缺页进程，也可以将别的进程持有的物理块置换到外存，再分配给缺页进程。

固定分配局部置换:系统为每个进程分配一定数量的物理块，在整个运行期间都不改变。若进程在运行中发生缺页，则只能从该进程在内存中的页面中选出一页换出，然后再调入需要的页面。这种策略的缺点是:很难在刚开始就确定应为每个进程分配多少个物理块才算合理。(采用这种策略的系统可以根据进程大小、优先级、或是根据程序员给出的参数来确定为一个进程分配的内存块数)

可变分配全局置换:刚开始会为每个进程分配一定数量的物理块。操作系统会保持一个空闲物理块队列。当某进程发生缺页时，从空闲物理块中取出一块分配给该进程;若已无空闲物理块，则可选择一个未锁定的页面换出外存，再将该物理块分配给缺页的进程。采用这种策略时，只要某进程发生缺页，都将获得新的物理块，仅当空闲物理块用完时，系统才选择-一个 未锁定的页面调出。被选择调出的页可能是系统中任何一个进程中的页，因此这个被选中的进程拥有的物理块会减少，缺页率会增加。

可变分配局部置换:刚开始会为每个进程分配一定数量的物理块。当某进程发生缺页时，只允许从该进程自己的物理块中选出一个进行换出外存。如果进程在运行中频繁地缺页，系统会为该进程多分配几个物理块，直至该进程缺页率趋势适当程度;反之，如果进程在运行中缺页率特别低，则可适当减少分配给该进程的物理块。

三、地址转换

操作系统需要提供地址转换功能，负责程序的逻辑地址与物理地址的转换
具体见上述

四、内存保护

操作系统需要提供内存保护功能。保证各进程在各自存储空间内运行，互不干扰
方法一:在CPU中设置一对上、下限寄存器，存放进程的上、下限地址。进程的指令要访问某个地址时，CPU检查是否越界。
方法二:采用重定位寄存器(又称基址寄存器)和界地址寄存器(又称限长寄存器)进行越界检查。重定位寄存器中存放的是进程的起始物理地址。界地址寄存器中存放的是进程的最大逻辑地址。