多级页表与快表

2^20是地址映射的个数，即1MB，假设每一个映射需要4个字节，那么每个页表就是4MB

每个进程都需要自己的页表，所以10个进程页表就需要40MB

实际上大部分逻辑地址根本用不到

这部分终于搞懂每个数字表达什么了，感谢老师TAT

尝试一，只存放用到的页

用到的页才有页表项

但是页表中的页号不连续，所以需要比较查找折半，log（2^20）= 20，二分查找的前提是排序好的

速度会慢

尝试二，多级页表

页目录表+页表

时间换空间，空间换时间捏

快表

缓存，硬件设计可以直接根据页号找到，找到了有效的地址就叫做TLB命中

未找到就是TLB未命中，接下来就老老实实查找

程序的地址访问具有局部性，空间局部性

段页结合的实际内存管理 虚拟内存

段页同时存在：段面向用户 页面向硬件

重定位

分配段，建立段表；分配页，建立页表

过程：现在虚拟内存中割出一段空间，假装放进去（记好段表），在物理内存中找到地方，建立页表，用重定位具体的使用内存

fork函数

请求调页与内存换入

用换入换出实现大内存 请求的时候才换入然后建立映射

请求调页

发生缺页时引发中断，页错误处理程序将缺页换入，中断结束（重新执行缺页的那一页的请求）

内存换出

FIFO页面置换 先入先出

MIN算法

选最远将使用的页淘汰，是最优方案（在可预见的未来中最迟需要用到的）

LRU算法：

选最近最长一段时间没有使用的页淘汰（最近使用次数最少）

LRU准确实现 用时间戳

每次选择数字最小的那个淘汰

模拟起来很简单，但是实际放进操作系统中很难（每次地址访问都需要修改时间戳，需要维护一个全局时钟，需要找到最小值.....实现代价太大）

LRU准确实现 用页码栈

LRU近似实现-将时间计数变为是和否

将最近最少使用近似为最近是否使用

当缺页很少时

所有能指到的数字几乎都是1，没有0 .当发生缺页时，指针会转一圈将所有1换成0，然后将第一个被换成0的页牺牲，然后指向第二个页。等下一次发生缺页时又会转一整圈。这时，LRU就会退化为FIFO算法

原因：记录了太长的历史信息

方法：定时清楚R位 再定义一个扫描指针

clock算法

给进程分配多少页框（帧fream）

分配多少页合适？ 分配的页数应该可以容纳一个局部

但是局部不好求 有很多求局部（工作集）的算法