内存管理全解析-优快云博客

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文章目录

1.内存基本知识
2 内存空间的扩展
- 2.1 覆盖技术
- 2.2 交换技术
3.内存空间的连续分配管理
4 内存空间的非连续分配管理
5.虚拟内存技术

1.内存基本知识

1.1什么是内存

内存可存放数据。程序执行前需要先放到内存中才能被CPU处理——缓和CPU与硬盘之间的速度矛盾

1.1.1. 储存单元、内存地址的概念和联系

内存地址从0开始，每个地址对应一个存储单元

1.1.2. 按字节编址和按字编址

如果计算机“按字节编址”，则每个存储单元大小为1字节，即1B，即8个二进制位
如果字长为16位的计算机“按字编址”，则每个存储单元大小为1个字；每个字的大小为16个二进制位

1.2 进程运行的基本原理

1.2.1 指令的工作原理

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。我们默认让这个进程的相关内容从地址#0开始连续存放，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）。

1.2.2 逻辑地址和物理地址

逻辑地址：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的偏移地址
物理地址：在存储器里以字节为单位存储信息，为正确地存放或取得信息，每一个字节单元给以一个唯一的存储器地址，称为物理地址，又叫绝对地址。

1.2.3 从写程序到程序运行

编译：由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块（编译就是把高级语言翻译为机器语言）
链接：由链接程序将编译后形成的一组目标模块，以及所需库函数链接在一起，形成一个完整的装入模块
装入（装载）：由装入程序将装入模块装入内存运行

1.2.4 三种链接方式

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：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：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。

1.2.5 三种装入方式

可执行文件（*.exe）装入内存模块

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。

编译就是绝对地址

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。

装入时把逻辑地址变为绝对地址

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。

装入时依然保持使用逻辑地址，程序可在内存中移动

2 内存空间的扩展

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

2.1 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。覆盖技术只用于早期的操作系统中，现在已成为历史

2.2 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）

中级调度（内存调度），就是要决定将哪个处于挂起状态的进程重新调入内存

暂时换出外存等待的进程状态为挂起状态,挂起态又可以进一步细分为就绪挂起、阻塞挂起两种状态(详见第一章七状态模型)

应该在外存（磁盘）的什么位置保存被换出的进程？

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（学过文件管理章节后即可理解）。总之，对换区的I/O速度比文件区的更快。
什么时候应该交换？

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。
应该换出哪些进程？
可优先换出阻塞进程；可换出优先级低的进程；为了防止优先级低的进程在被调入内存后很快又被换出，有的系统还会考虑进程在内存的驻留时间

注意：PCB会常驻内存，不会被换出外存

3.内存空间的连续分配管理

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。

3.1 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。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。

只支持单道程序，内存分为系统区和用户区，用户程序放在用户区
无外部碎片，有内部碎片

3.2 固定分区分配(*)

将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区，在每个分区中只装入一道作业

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）

支持多道程序，内存用户空间分为若干个固定大小的分区，每个分区只能装一道作业
无外部碎片，有内部碎片
两种分区方式：分区大小相等、分区大小不等

3.3 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

支持多道程序，在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区
无内部碎片，有外部碎片
外部碎片可用紧凑技术来解决

3.3.1内存记录方法

系统用两种数据结构记录内存的使用情况：空闲分区表、空闲分区链

3.3.2内存回收

假设系统采用的数据结构是“空闲分区表”进行分区的分配与回收操作,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)技术来解决外部碎片。

相邻的空闲分区要合并

回收内存分区时，可能遇到四种情况:

回收区之后有相邻的空闲分区
回收区之前有相邻的空闲分区
回收区前、后都有相邻的空闲分区
回收区前、后都没有相邻的空闲分区，分区要合并

3.3.3动态分区分配算法

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。

首次适应算法(First Fit) 顺序第一

算法思想：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。
如何实现：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(Best Fit) 找最小

算法思想：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，可以优先使用更小的空闲区。
如何实现：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。
缺点：每次都选最小的分区进行分配，会留下越来越多的、很小的、难以利用的内存块。因此这种方法会产生很多的外部碎片

最坏适应算法(Worst Fit) 找最大

又称最大适应算法（Largest Fit)
算法思想：为了解决最佳适应算法的问题——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。
如何实现：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
缺点：每次都选最大的分区进行分配，虽然可以让分配后留下的空闲区更大，更可用，但是这种方式会导致较大的连续空闲区被迅速用完。如果之后有“大进程”到达，就没有内存分区可用了

临近适应算法(Next Fit) 从上次结束位置开始的首次

算法思想：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。
如何实现：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。

总结

算法	算法思想	排序	优点	缺点
首次适应	顺序第一个	地址递增	开销最小，回收分区时一般不需要空闲分区重新排序	无
最佳适应	优先最小分区	容量递增	大分区被保留下来	产生太多太小的难以利用的碎片，算法开销大
最坏适应	优先最大分区	容量递减	可以减少难以利用的小碎片	大风分区容易被用完，不利于大进程，算法开销大
临近适应	从上次位置顺序第一	地址递增(环)	不用每次都检索小分区，算法开销小	高地址的大分区很快用完

综合来看，四种算法中，首次适应算法的效果反而更好

4 内存空间的非连续分配管理

4.1基本分页

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。

Tips：初学易混——页、页面vs页框、页帧、物理页页号、页面号vs页框号、页帧号、物理页号

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。

注：进程的最后一个页面可能没有一个页框那么大。也就是说，分页存储有可能产生内部碎片，因此页框不能太大，否则可能产生过大的内部碎片造成浪费

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。页表通常存在PCB（进程控制块）中。

一个进程对应一张页表
进程的每个页面对应一个页表项
每个页表项由“页号”和“块号”组成
页表记录进程页面和实际存放的内存块之间的映射关系
每个页表项的长度是相同的

页表中的页号可以是隐含的，即页号不占用存储空间

假设某系统物理内存大小为 4GB，页面大小为 4KB，则每个页表项至少应该为多少字节？
内存块大小=页面大小=4KB,内存分为4G/4K=2^20个内存块。
内存块号至少20bit表示，那就要用3B(38=24>20),
每个页表项占3B，存储整个页表至少需要 3(n+1)B

4.2地址转换方法

重定位寄存器：指明了进程在内存中的起始位置
目标逻辑地址：相对于起始位置的偏移量

特点：虽然进程的各个页面是离散存放的，但是页面内部是连续存放的

如果要访问逻辑地址 A，则

确定逻辑地址A 对应的页号P
找到P号页面在内存中的起始地址（需要查页表）
确定逻辑地址A 的“页内偏移量”W
逻辑地址A 对应的物理地址 = P号页面在内存中的起始地址+页内偏移量W

分页存储管理的逻辑地址结构如下所示：

31 …… 12	11 …… 0
页号 P	页内偏移量 W

地址结构包含两个部分：前一部分为页号，后一部分为页内偏移量W。

在上图所示的例子中，地址长度为32位，其中0~11 为页内偏移量，或称页内地址；12~31 位为页号。如果有K位表示页内偏移量，则说明该系统中一个页面的大小是2^{K个内存单元,如果有M位表示页号,则说明在该系统中，一个进程最多允许有2}M个页面

4.3 基本地址变换机构

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。

每个页表项的长度是相同的，页号是“隐含”的

4.4快表查询（TLB）

快表:又称联想寄存器，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。

有的系统支持块表满标同时查找可以更快找到地址

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）
上小节介绍的基本地址变换机构中，每次要访问一个逻辑地址，都需要查询内存中的页表。由于局部性原理，可能连续很多次查到的都是同一个页表项

寻址方式	地址转化	访问次数
基本变换	算页号，查页表得内存块号，加偏移量得物理地址	两次
快表变换	算页号，查快表，若不命中再查页表，将此项加入快表，剩下同上	一或两次

4.5两级页表

根据页号查询页表的方法：K号页对应的页表项存放位置 = 页表始址+K*4，要在所有的页表项都连续存放的基础上才能用这种方法找到页表项
根据局部性原理可知，很多时候，进程在一段时间内只需要访问某几个页面就可以正常运行了。因此没有必要让整个页表都常驻内存

页表再分页并离散存储，然后再建立一张页表记录页表各个部分的存放位置，称为页目录表，或称外层页表、顶层页表

可以在需要访问页面时才把页面调入内存（虚拟存储技术）。可以在页表项中增加一个标志位，用于表示该页面是否已经调入内存。

若想访问的页面不在内存中，则产生缺页中断（内中断/异常），然后将目标页面从外存调入内存。

4.6基本分段

进程的地址空间：按照程序自身的逻辑关系划分为若干个段，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。

###　段表结构

段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少

每个段对应一个段表项，其中记录了该段在内存中的起始位置（又称“基址”）和段的长度。各个段表项的长度是相同的，段号可以是隐含的，不占存储空间

寻址方式

分段分页对比

页：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：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。

分段比分页更容易实现信息的共享和保护。

不能被修改的代码称为纯代码或可重入代码（不属于临界资源），这样的代码是可以共享的。可修改的代码是不能共享的（比如，有一个代码段中有很多变量，各进程并发地同时访问可能造成数据不一致）

	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

4.7段页式储存结构

分段+分页=段页式管理,每个段分多个等长的页

段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
页号位数决定了每个段最大有多少页
页内偏移量决定了页面大小、内存块大小是多少

比如，
段号占16位，因此在该系统中，每个进程最多有2^16=64K个段
页号占4位，因此每个段最多有2^4=16页
页内偏移量占12位，因此每个页面/每个内存块大小为2^12=4096=4KB

5.虚拟内存技术

5.1虚拟内存基本概念

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，由操作系统负责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，这就是虚拟内存

虚拟内存三大特征：

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：在作业运行时无需一直常驻内存，而是允许在作业运行过程中，将作业换入、换出。
虚拟性：从逻辑上扩充了内存的容量，使用户看到的内存容量，远大于实际的容量。

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。

5.2 请求分页管理方式

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,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。

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。

请求页表项增加了四个字段。

新增步骤

请求调页（查到页表项时进行判断）
页面置换（需要调入页面，但没有空闲内存块时进行）
需要修改请求页表中新增的表项

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，然后由操作系统的缺页中断处理程序处理中断。缺页中断属于内中断，一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。

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，则要将其写回外存。未修改过的页面不用写回外存。

5.3 页面置换算法

操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存,这里有常见的五种页面置换算法

最佳置换算法（OPT）

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。

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。

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。

缺页中断9次

缺页中断10次

Belady异常：当为进程分配的物理块数增大时，缺页次数不减反增的异常现象。

只有 FIFO 算法会产生 Belady 异常。另外，FIFO算法虽然实现简单，但是该算法与进程实际运行时的规律不适应，因为先进入的页面也有可能最经常被访问。因此，算法性能差

最近最久未使用置换算法（LRU）

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

时钟置换算法（CLOCK）

时钟置换算法是一种性能和开销较均衡的算法。

实现方法：为每个页面设置一个访问位，再将内存中的页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，再进行第二轮扫描（第二轮扫描中一定会有访问位为0的页面，因此选择一个淘汰页面最多会经过两轮扫描）

改进型的时钟置换算

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。

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I/O操作。

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

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
若第一轮扫描失败，则重新扫描，查找第一个（0, 1）的帧用于
替换。本轮将所有扫描过的帧访问位设为0
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
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。

由于第二轮已将所有帧的访问位设为0，因此经过第三轮、第四轮扫描一
定会有一个帧被选中，因此该算法选择一个淘汰页面最多会进行四轮扫描

第一优先级：最近没访问，且没修改的页面
第二优先级：最近没访问，但修改过的页面
第三优先级：最近访问过，但没修改的页面
第四优先级：最近访问过，且修改过的页面

算法名	算法规则	优缺点
OPT	优先淘汰最长时间内不会被访问的页面	缺页率最小，性能最好，但无法实现
FIFO	优先淘汰最先进入内存的页面	实现简单；但性能很差，可能出现Belady异常
LRU	优先淘汰最近最久没访问的页面	性能很好；但需要硬件支持，算法开销大
CLOCK	循环扫描各页面，第一轮为0的，改为1。最多二轮	实现简单，算法开销小。
改进型CLOCK	一轮淘汰00，二轮淘汰01，三轮淘汰00，四轮淘汰01	算法开销较小，性能也不错

5.4 页面分配策略

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一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。

可变分配全局置换：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。

可变分配全局置换：只要缺页就给分配新物理块

可变分配局部置换：要根据发生缺页的频率来动态地增加或减少进程的物理块

何时调入页面

预调页策略:运行前调入，主要用于进程的首次调入，由程序员指出应该先调入哪些部分
请求调页策略:运行时调入，在运行期间发现缺页时才将所缺页面调入内存。

从何处调入

有对换区空间：页面的调入、调出都是在内存与对换区之间进行，这样可以保证页面的调入、调出速度很快。在进程运行前，需将进程相关的数据从文件区复制到对换区。
无对换区空间：凡是不会被修改的数据都直接从文件区调入，由于这些页面不会被修改，因此换出时不必写回磁盘，下次需要时再从文件区调入即可。对于可能被修改的部分，换出时需写回磁盘对换区，下次需要时再从对换区调入。