第3章内存管理

2027 王道 · 专题阅读 · 保留代码与校订注 · 与版本锁一致

第3章内存管理¶

内存管理和进程管理是操作系统的核心，需重点复习。 本章主线：分页管理提高内存利用率 → 请求分页实现虚拟内存 → 让程序无须全部驻留即可获得逻辑扩展的地址空间。

⚠️ 校订/边界：虚拟内存并未脱离一切物理限制，仍受虚拟地址位宽、后备存储容量、页表与置换策略约束。

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【知识树】第3章骨架¶

内存管理概念
程序的链接（静态/装入时动态/运行时动态）与装入（绝对/可重定位/动态运行时）
逻辑地址 vs 物理地址、内存保护、内存共享
连续分配：单一连续、固定分区、动态分区（四种顺序算法 + 索引算法）
基本分页：页表、地址变换、TLB、两级页表
基本分段、段页式
虚拟内存管理
局部性原理、虚拟内存三个特征
请求分页：页表项、缺页中断、地址变换
页框分配：驻留集、内部/外部置换
页置换算法：OPT / FIFO / LRU / CLOCK
抖动与工作集、内存映射文件

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3.1 内存管理概念¶

内存管理的五个功能？¶

内存空间的分配与回收：跟踪使用状态、记录空闲区域
地址转换：把逻辑地址（虚拟地址）动态转换为物理地址
内存空间的扩充：靠虚拟存储技术使进程能用远大于物理内存的地址空间
内存共享：多个进程安全访问同一块物理内存
存储保护：确保各进程只能访问自身被授权的区域

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从源程序到可执行程序的三个步骤？　★1考¶

编译：由编译程序把源代码翻译成若干目标模块
链接：由链接程序把目标模块及所需库函数合并为一个完整的装入模块
装入（加载）：由装入程序把装入模块载入内存并启动执行

★ 考过 2011

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逻辑地址和物理地址的关系？　★1考¶

逻辑地址（相对地址/虚拟地址）：编译后每个目标模块从 0 号单元开始编址；链接后拼成统一的、从 0 开始的逻辑地址空间（32 位系统为 0 ~ 2³²−1）
物理地址：主存中所有物理存储单元的集合，是地址转换的最终目标

⚠️ 不同进程可以拥有相同的逻辑地址 —— 因为它们各自拥有独立的逻辑地址空间，会被映射到主存的不同位置。 ⚠️ 早期：装入时把逻辑地址转成物理地址，称地址重定位；现代：由 MMU（内存管理单元）在硬件层面于运行时自动完成，对用户程序完全透明。

★ 考过 2023

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三种链接方式的区别？¶

静态链接：运行前就链接成一个完整的可执行文件，此后不再拆分
两项关键操作：地址调整（模块 B 内部地址统一加偏移量 L）、外部符号解析（把 CALL B 中的符号 B 替换为地址 L）
装入时动态链接：边装入边链接 —— 遇到外部调用立即查找并装入相应模块
两个优点：⚠️ 便于修改更新（只替换被改的模块，无须重建整个程序）；⚠️ 便于实现目标模块共享（静态链接下每个程序都带一份完整副本，无法共享）
运行时动态链接：⚠️ 仅当需要调用某个尚未装入的模块时才加载并链接；运行中未用到的模块既不装入也不链接
优点：加快装入过程 + 节省内存空间

💡 记忆法："静态一次装好，装入时随装随连，运行时用到才连"。

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三种装入方式的适用范围？¶

绝对装入：⚠️ 仅适用于单道程序环境 —— 驻留位置编译前即可确定，逻辑地址与物理地址完全一致，无须修改
可重定位装入（静态重定位）：装入时一次性把所有逻辑地址改为物理地址；⚠️ 两个限制：必须在装入前一次性获得全部所需内存；装入后整个运行期间既不能移动位置，也不能动态申请额外内存
动态运行时装入（动态重定位）：⚠️ 装入后不立即转换地址，推迟到指令实际执行时进行；靠重定位寄存器存放起始物理地址
优点：支持程序在内存中移动，便于紧凑，有效减少外部碎片；提高内存分配的灵活性

💡 记忆法："绝对装入定死，静态重定位装入时改，动态重定位执行时算"。

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内存保护的两种硬件方法？　★1考¶

上、下限寄存器：分别存放进程在内存中的下限和上限地址，访问时硬件自动比较判断是否越界
重定位寄存器 + 界地址寄存器：重定位寄存器（基地址寄存器）存起始物理地址，界地址寄存器（限长寄存器）存地址空间的长度；先比较是否越界，未越界则加上重定位寄存器的值得到物理地址

⚠️ 两者作用不同：重定位寄存器用于"加"，界地址寄存器用于"比"。 ⚠️ 两个寄存器的加载必须通过特权指令完成，仅操作系统内核有此权限 —— 保证用户程序无法篡改。

★ 考过 2009

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什么样的内存才能共享？（经典计算题）¶

⚠️ 若讨论“共享代码”，通常要求代码可重入且只读；每个进程仍需配备独立的私有数据区。

⚠️ 校订/边界：这不是说所有可共享内存都必须只读。可写共享内存同样可以被多个进程映射，只是必须另用信号量、互斥锁或原子操作保证同步。

教材算例：40 个用户运行同一编辑程序，代码 160KB、数据 40KB： - 不共享：(160+40)×40 = 8000KB - 共享代码：160 + 40×40 = 1760KB

两种实现： - 分页系统（页面 4KB）：代码占 40 个页面、数据占 10 个页面 → 每个进程页表需 40 个页表项指向同一组共享页框 + 10 个私有数据页表项 - 分段系统：⚠️ 只需为共享代码段设置一个段表项（记录起始地址和段长 160KB）

💡 结论：分页与分段都能支持共享，区别在于共享的粒度和管理机制。

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3.1.2 连续分配管理方式¶

单一连续分配的优缺点？¶

内存分为系统区（供操作系统用，通常位于低地址）和用户区（仅允许一道用户程序运行）。

优点：结构简单、无外部碎片；⚠️ 无须内存保护机制（内存中始终只有一道程序）
缺点：仅适用于单用户单任务系统、有内部碎片、内存利用率极低

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固定分区分配的两种划分和两个问题？¶

两种划分方法： - 分区大小相等：⚠️ 程序过小浪费空间，过大无法装入，缺乏灵活性 - 分区大小不等：多个小分区 + 适量中等分区 + 少量大分区，提高适应性

系统维护一张分区使用表（含始址、大小、状态，通常按大小排序）；⚠️ 回收时只需把状态置为"未分配"。

两个问题： - 作业大于所有分区则无法装入 - ⚠️ 作业小于分区仍占整个分区 → 内部碎片

⚠️ 固定分区无外部碎片，但每个分区只能由一个作业独占，内存利用率较低。

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什么是外部碎片？怎么解决？¶

动态分区（可变分区）分配：按实际需求分配大小恰好匹配的连续空间，分区数量和大小随进程装入释放而动态变化。

⚠️ 外部碎片 = 散布在已分配分区之间、无法利用的小空闲块 —— 可用内存总量虽足，却难以满足较大进程的需求。（对比：内部碎片是分区内部未用完的空间。）

紧凑技术：周期性移动进程，把所有空闲块合并为一个连续区域；⚠️ 要求系统支持动态重定位，且开销较大。 💡 类比：类似磁盘碎片整理，但紧凑作用于主存，碎片整理作用于外存文件系统。

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动态分区回收内存的四种情形？　★1考¶

系统维护空闲分区链（表），通常按起始地址排序。回收时按相邻情况合并： - ① 与前一空闲分区相邻 → 合并，更新前一分区的大小 - ② 与后一空闲分区相邻 → 合并，更新后一分区的起始地址和大小 - ③ 与前后都相邻 → 三者合并，更新前一分区大小，删除后一分区表项 - ④ 都不相邻 → 新建一个表项插入空闲分区链

⚠️ 分配时：若空闲分区大于所需，则分割，剩余部分（不小于最小分配单位）仍留在链中。

★ 考过 2017

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四种顺序分配算法的排序方式和缺点？　★3考¶

算法	空闲分区排序	特点与缺点
首次适应	地址递增	优先用低地址，保留高地址大空闲区；⚠️ 低地址易积累小碎片，每次都从链首查
邻近适应	地址递增（循环）	从上次结束位置继续查；⚠️ 大空闲区分布不均，性能通常不如首次适应
最佳适应	容量递增	选最小的可用分区；⚠️ 留下大量极小的剩余块 → 外部碎片多，实际性能差
最坏适应	容量递减	选最大的可用分区；⚠️ 很快难以满足大作业需求，性能同样不佳

⚠️ 综合最好的是首次适应：查找简单高效、回收时无须重新排序、能保留高地址大空闲区。

★ 考过 2010、2019、2024

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三种索引分配算法？　★1考¶

思想：按空闲分区大小分类，每类建一条独立的空闲分区链，用一张索引表统一管理（适用于大中型系统，空闲分区链很长时顺序搜索效率低）。

快速适应：预先划分若干固定尺寸类别；找到能容纳它的最小类别链表，取头部第一个
优点查找效率高、分割操作少；⚠️ 仍可能产生类别向上取整造成的内部碎片，以及类别之间“总量够但本类不足”的空闲失衡；回收合并也较复杂
伙伴系统：⚠️ 所有分区大小均为 2^k —— 需要 n（满足 2^(i−1) < n ≤ 2^i）时先查 2^i 的链，没有就往更大的链找，然后不断二分直到得到所需大小
⚠️ 伙伴 = 由同一父块二分得到、大小相同且满足边界对齐的一对块；仅仅“大小相同、地址相邻”还不够
回收时若伙伴也空闲则合并为 2^(k+1)，并继续向上尝试合并
哈希算法：以空闲分区大小为关键字建哈希表，表项记录对应链的头指针

⚠️ 校订/边界：快速适应不能保证“无碎片”；伙伴块也不是任意两个相邻同大块，必须同父、同阶并满足对齐关系。

★ 考过 2024

💡 区间追踪法：每次申请/回收都画出 [起址, 终址)；回收时只沿二叉划分树向上检查同父、同阶的伙伴，可用“起址 XOR 块大小”定位候选伙伴。

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为什么要引入非连续分配？¶

⚠️ 连续分配的死穴：即使有超过 1GB 的空闲内存，只要没有连续的 1GB，需要该大小的作业就无法装入。

非连续分配：把进程地址空间划分为多个单元，分散装入互不相邻的区域 → 有效利用零散空闲内存；⚠️ 代价是必须额外维护逻辑单元与物理位置的映射关系。

分类： - 按单元大小是否固定：分页存储管理 / 分段存储管理 - 按是否需一次性装入全部：基本分页/基本分段（一次性装入）vs 请求分页/请求分段（按需动态装入）

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3.1.3 基本分页存储管理¶

分页和固定分区有什么本质不同？¶

页框（页帧、物理块）：物理内存划分出的大小相等的固定单元
页面（页）：进程逻辑地址空间划分出的与页框大小相同的单元

⚠️ 校订/边界：页是逻辑单位，页框/页帧/物理块才是物理内存单位；两者大小相等，但不能混用名称。

⚠️ 本质区别：固定分区按作业整体分配；分页把进程和内存都按固定大小单元划分，以页为单位分配。

⚠️ 碎片情况：分页不会产生外部碎片，但页内碎片（内部碎片）平均每个进程约半页。

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页面大小为什么要取 2 的整数次幂？大小怎么权衡？¶

为便于地址转换（直接按位拆分，无须做除法）。

⚠️ 过小：页面数量增多 → 页表过长，占用大量内存 + 增加地址转换开销 + 降低换入换出效率 ⚠️ 过大：页内碎片增多 → 降低内存利用率

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分页系统的逻辑地址怎么拆？　★6考¶

逻辑地址 = 页号 P + 页内偏移量 W。

以 32 位地址、页面大小 2¹²B（4KB） 为例： - 低 12 位（0~11）= 页内偏移量 W - 高 20 位（12~31）= 页号 P - 最多支持 2²⁰ 个页面

💡 通用公式：页面大小 2^k → 低 k 位是偏移量，其余高位是页号。

★ 考过 2009、2010、2013、2015、2017、2024

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页表的作用是什么？页表项里存页号吗？¶

页表的作用是实现从页号到页框号的映射。 系统为每个进程建立一张页表，每个页表项记录该页所在的物理页框号及状态信息（有效位、访问位等）。

⚠️ 高频陷阱：页表项中不存储页号！ —— 页表项按页号顺序连续存放，页号作为索引是隐含的。

💡 这正是计算页表大小的关键：页表项长度只算页框号 + 标志位那几个字节。

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基本地址变换的四个步骤？　★4考¶

系统设页表寄存器 PTR，存页表始址 F 和页表长度 M；⚠️ 进程未执行时，页表始址和长度保存在其 PCB 中，被调度时才装入 PTR（单 CPU 系统通常只设一个 PTR）。

设页面大小为 L，逻辑地址 A → 物理地址 E： - ① P = A / L（整除），W = A % L - ② 若 P ≥ M 则产生越界中断 - ③ ⚠️ 页表项地址 = 页表始址 F + 页号 P × 页表项长度，取出物理块号 b - ④ E = b × L + W

教材算例：L=1KB，页号 2 对应块号 b=8，A=2500 → P=2，W=452，E = 8×1024+452 = 8644。

💡 若逻辑地址以二进制给出，直接截取高位和低位即可，无须做除法。 ⚠️ 分页的逻辑地址是一维线性地址，只需一个整数即可确定位置。

★ 考过 2013、2021、2024

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页表项大小怎么定？　★1考¶

页表项必须能表示所有可能的物理页框号。

推导（32 位地址、按字节编址、页面 4KB）： - 物理内存最多 2³²B / 4KB = 2²⁰ 个页框 - 需 log₂2²⁰ = 20 位表示页框号 - 按字节编址 → 至少 ⌈20/8⌉ = 3B - ⚠️ 但出于对齐和扩展考虑（有效位、访问位等），实际系统通常设为 4B

⚠️ 分页管理的两大挑战：每次访存都要地址转换（慢）；页表本身占内存（大） —— 分别由 快表 TLB 和 多级页表 解决。

★ 考过 2024

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有快表时地址变换要访存几次？　★1考¶

⚠️ 无快表时每次访问内存至少要两次访存：第一次查页表取物理块号，第二次访问目标内容。

有 TLB（快表，具有并行查找能力的高速缓冲存储器）后： - ① CPU 给出逻辑地址，硬件提取页号，与快表中所有页号并行比较 - ② 命中 → 直接取物理块号拼接，⚠️ 仅需一次访存 - ③ 未命中 → 访问内存页表取块号，⚠️ 共需两次访存；同时把该页表项装入快表，⚠️ 快表已满则按置换算法淘汰一个旧项

⚠️ 主存中的完整页表称为慢表。 💡 效果：程序局部性良好时快表命中率通常可达 90% 以上，分页开销可控制在 10% 以内。

★ 考过 2009

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为什么需要两级页表？（那个 1K 页的推导）　★1考¶

32 位逻辑地址、页面 4KB、页表项 4B： - 页内偏移 12 位，页号 20 位 → 每个进程页表最多 2²⁰ 个页表项 - ⚠️ 仅页表就要占 2²⁰ × 4B / 4KB = 1K 个页，还要求连续存放，显然不切实际

解决思路两方面： - ⚠️ 对页表采用离散分配，用一张索引表记录各页表页的位置 → 消除对连续内存的需求 - ⚠️ 仅将当前活跃的部分页表项调入内存，其余按需调入（虚拟内存的思想）

💡 本质：为已离散化的页表再建一层页表，称为外层页表（页目录）。

★ 考过 2014

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两级页表的地址结构怎么算出来的？　★7考¶

接上例：把原页表按 4KB 分页 → 每页可容纳 4KB/4B = 1024 个页表项；总页表项 2²⁰ → 需 2²⁰/2¹⁰ = 1024 个页表页 → 外层页表 1024 个表项，恰好占一页。

于是逻辑地址结构：| 一级页号（页目录号）10 位 | 二级页号 10 位 | 页内偏移 12 位 |

⚠️ 两级表项内容不同： - 页表项存该页对应的物理块号 - 外层页表项存某个页表分页的物理起始地址

★ 考过 2010、2013、2015、2017、2018、2019

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两级页表的地址变换要几次访存？　★4考¶

系统增设外层页表寄存器（页目录基址寄存器）存放外层页表起始地址。 - ① 用页目录号索引外层页表，得到内层页表的物理起始地址 - ② 用二级页号索引该页表，得到目标页面的物理块号 - ③ 物理块号 + 页内偏移拼接成物理地址访存

⚠️ 无快表时共需三次访存。

💡 算题固定链：先由页面大小切出页内偏移 → 再由“一个页表页能放多少表项”切出各级索引 → 用 PTBR 找页目录 → 目录项给二级页表物理基址 → 二级表项给页框号 → 页框号与页内偏移拼成物理地址。

💡 10/10/12 结构的无符号位运算： - 页目录号：(uLA >> 22) & 0x3FF - 二级页号：(uLA >> 12) & 0x3FF - 页内偏移：uLA & 0xFFF

⚠️ 这三个常数只适用于 32 位、4KB 页、10/10/12 划分；遇到新题必须先按题设重算字段宽度。

★ 考过 2015、2017、2018、2021

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64 位系统为什么不用 6 级页表？¶

若逻辑地址 64 位、页面 4KB，则页号占 52 位；每页存 1024 个页表项 → ⚠️ 约需 6 级页表才能覆盖。

⚠️ 实际系统通常把虚拟地址限制为 48 位，从而采用三级或四级页表即可，既满足需求又避免硬件过度复杂化。

💡 多级页表的根本目的：通过按需分配页表页，避免为未使用的地址空间预留大量无用的页表项。

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3.1.4 基本分段存储管理¶

分段和分页的出发点有什么不同？¶

分页：⚠️ 从计算机的角度出发 —— 提高内存利用率和系统性能，地址转换由硬件自动完成，对用户完全透明
分段：⚠️ 从用户和程序员的实际需求出发 —— 支持方便编程、信息保护与共享、动态增长、动态链接

分段把逻辑地址空间划分为若干大小不等的段（主程序段、子程序段、栈段、数据段…），每段内部从 0 开始编址，⚠️ 段内连续，段间不要求连续。

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分段的逻辑地址结构和二维性？　★1考¶

逻辑地址 = 段号 S + 段内偏移量 W。

教材例：段号 16 位、段内偏移 16 位 → 最多 2¹⁶ = 65536 个段，最大段长 64KB。

⚠️ 关键区别：页式系统中页号与页内偏移对用户透明；分段系统中段号和段内偏移必须由用户显式提供（高级语言里由编译程序自动完成）→ 所以分段地址空间是二维的。

★ 考过 2009

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段表项里存什么？怎么算段表项大小？¶

段表项记录段长和本段在主存的始址（基址）。⚠️ 段号也是隐含索引，无须存储（段表项连续存放且长度相同）。

教材算例：32 位系统，段号 16 位、段内偏移 16 位（最大段长 64KB），物理地址 32 位（可寻址 4GB）→ 每个段表项至少 16（段长）+ 32（基址）= 48 位 = 6B；第 K 号段的段表项位于 M + K×6。

💡 对比记忆：页表项只存块号（页长固定不用存），段表项要存"段长 + 基址"两样。

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段式地址变换的四步？比页式多了什么检查？　★1考¶

系统设段表寄存器，存段表始址 F 和段表长度 M： - ① 从逻辑地址分离出段号 S 和段内偏移 W - ② 若 S ≥ M → 段号越界中断 - ③ 段表项地址 = F + S × 段表项长度，取出段长 C；⚠️ 若 W ≥ C → 段内越界中断 - ④ 取出基址 b，E = b + W

⚠️ 两处区别于分页：多了一次"段内越界"检查；物理地址是"基址 + 偏移"相加，而不是"块号 × 块大小 + 偏移"。

★ 考过 2016

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分页和分段的三点本质区别？¶

对比	分页	分段
单位性质	系统管理内存的物理单位	用户程序的逻辑单位
目的	提高内存利用率，系统实现、对用户透明	满足编程、共享、保护需求，由编译器按程序结构划分、对用户可见
大小	固定，由系统决定	不固定，取决于程序逻辑结构
地址空间	一维（单一线性地址）	二维（必须给段号 + 段内偏移）

💡 记忆法："页是给机器用的，段是给人用的"。

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段共享为什么比页共享方便？　★2考¶

⚠️ 分页系统：一段共享代码占 N 个页框 → 每个共享进程的页表中都要建 N 个页表项。 ⚠️ 分段系统：无论该段多大，每个进程的段表中只需一个段表项。

共享段表：每个共享段一个表项，记录段号、段长、内存起始地址、存在位、外存起始地址、共享进程计数 count —— ⚠️ 进程不再使用时 count 减 1，仅当 count = 0 时才回收内存。

⚠️ 同一共享段在不同进程中可以有不同的段号。 ⚠️ 教材注：新版教材改为"在每个进程的段表中设一个段表项指向同一物理段"，但 2019 年统考真题考的是"配置共享段表"这一方法。

★ 考过 2019、2023

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分段的两类保护机制？¶

地址越界保护：段号 ≥ 段表长度 → 越界中断；段内偏移 ≥ 段长 → 越界中断
存取控制保护：通过段表项中的访问权限位防止非法访问

⚠️ 共享代码必须是可重入代码（纯代码），通常置于只读段；每个进程需配备私有的局部数据区存放会变化的数据。

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3.1.5 段页式存储管理¶

段页式的地址结构和表的数量？¶

先分段、再把每段分页；内存仍按物理块管理。 逻辑地址 = 段号 S + 页号 P + 页内偏移 W。

⚠️ 每个进程只有一张段表，但可能有多张页表（每段一张）。 - 段表项记录该段的页表始址和页表长度（段号隐含） - 页表项记录对应页的物理块号（页号隐含） - 段表寄存器存当前进程段表的起始地址和段表长度，⚠️ 既用于段表寻址，也用于段号越界检查

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段页式地址变换要几次访存？地址空间是几维？¶

① 由段号 S 经段表寄存器查段表，得到该段页表的起始地址
② 用页号 P 查该页表，得到物理块号
③ 物理块号 + 页内偏移 W 拼成物理地址

⚠️ 无快表时每次访问需三次访存；引入 TLB 后表项关键字是（段号, 页号）。

⚠️ 段页式的地址空间是二维的 —— 因为对用户而言程序仍按段组织，页的划分由系统自动完成且完全透明。

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三种存储管理只需掌握哪三点？¶

① 逻辑地址结构
② 页（段）表项结构
③ 寻址过程

⚠️ 教材特别提醒：注意区分"逻辑地址结构"与"表项结构" —— 前者是地址怎么拆，后者是表里存什么，两者极易混淆。

多级页表的代价：⚠️ 无快表时一次地址变换需逐级访问多级页表，导致多次内存访问，增加访存延迟。

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3.2 虚拟内存管理¶

传统存储管理的两个共同特征？¶

一次性：⚠️ 作业必须一次性全部装入内存才能运行 → 过大的作业无法运行；大量作业请求时并发度下降
驻留性：⚠️ 作业一旦装入就一直驻留，任何部分都不会被换出，直到运行结束 → 进程因等待 I/O 长期阻塞时仍占着内存

💡 后果：暂时不用的代码和数据占着大量内存，急需运行的作业却装不进来。

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局部性原理的两个方面？　★1考¶

时间局部性：某条指令或数据被访问后，不久很可能再次被访问 —— ⚠️ 原因是程序中存在大量循环和重复操作
空间局部性：访问某个存储单元后，其附近单元不久也很可能被访问 —— ⚠️ 原因是指令顺序存放顺序执行，数据（向量、数组、表）连续或簇聚存储

如何利用：时间局部性 → 把近期使用的内容保存在高速缓存中，用多级缓存层次结构；空间局部性 → 采用较大容量的缓存，并集成预取机制。

⚠️ 快表、页高速缓存、虚拟内存都属于缓存技术，都依赖局部性原理。

★ 考过 2012

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虚拟存储器的三个特征？　★1考¶

多次性：⚠️ 作业无须一次性全部装入，可分多次动态调入
对换性：⚠️ 运行过程中无须常驻内存，可换出到外存对换区，需要时再换入
虚拟性：逻辑上扩充内存容量；⚠️ 虚拟性是本质特征和根本目标，其实现依赖于多次性与对换性

两个核心机制：请求调页（请求调段） —— 访问的信息不在内存时自动从外存调入；页面置换（段置换） —— 内存不足时把暂时不用的换出。

⚠️ 为什么叫"虚拟"：它并非真实存在的物理实体，而是操作系统通过部分装入、请求调入和置换功能构造的逻辑抽象（这些对用户透明）。

★ 考过 2012

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虚拟内存为什么必须建立在离散分配上？¶

⚠️ 因为虚拟内存允许分多次调入；若采用连续分配，会导致相当一部分内存空间处于暂时甚至"永久"的空闲状态 —— 既浪费内存，也无法从逻辑上扩充内存容量。

三种实现方式：请求分页、请求分段、请求段页式存储管理。

四类硬件支持： - 足够容量的内存和外存 - 页表机制（或段表机制） - 中断机构 —— 访问未调入部分时触发缺页（缺段）中断 - 地址变换机构

💡 请求分页是目前最常用的方式 —— 因为换入换出的单位是长度固定的页面，比长度可变的段实现更简单、效率更高。

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请求分页的页表项多了哪四个字段？¶

💡 对应四个需求：判断在不在 → 在哪找 → 换谁走 → 要不要写回。

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缺页中断的两个显著特点？　★6考¶

它是一种内中断，同样要保护现场 → 分析原因 → 转处理程序 → 恢复现场，但有两点不同： - ⚠️ 在指令执行期间触发，由当前指令的地址访问直接引发，而非指令执行完毕之后 - ⚠️ 一条指令执行中可能引发多次缺页中断 —— 例如 copy A to B，若指令本身及两个操作数各自跨越两个页面，最多可能引发 6 次缺页中断

处理流程按五段记： 1. 备页框：有空闲页框就分配；没有则选择牺牲页。 2. 必要时换出：牺牲页为脏页时先写回外存，干净页可直接丢弃。 3. 换入目标页：启动磁盘/DMA，把目标页读入所选页框；等待期间缺页进程阻塞，CPU 可运行其他进程。 4. 更新映射：更新被换出页与目标页的页表项，必要时同步处理 TLB。 5. 唤醒并重做：I/O 完成后进程进入就绪队列；以后重新获得 CPU 时，重执行引发缺页的那条指令。

⚠️ 最坏两次外存数据传输 = 脏牺牲页写回 + 目标页读入；牺牲页干净时只有目标页读入。

★ 考过 2011、2013、2014、2020、2022、2023

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请求分页地址变换的四步？　★4考¶

① 先查快表；命中则取出物理块号，⚠️ 置访问位为 1；写操作还需置修改位为 1
② 快表未命中则访问页表：状态位 = 1（在内存）则取块号，并把该页表项装入快表（快表满则按置换算法淘汰一项）
③ 页面不在内存 → 触发缺页中断：调入（必要时先换出一页）→ 更新页表和快表 → 重新执行地址变换
④ 物理块号 + 页内地址拼接成物理地址访存

★ 考过 2009、2010、2014、2024

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最小页框数由什么决定？　★1考¶

最小页框数 = 保证进程正常运行所需的最少页框数，⚠️ 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。

单地址指令 + 直接寻址 → 2 个（一个存指令，一个存数据）
支持间接寻址 → 至少 3 个（指令、指针、数据）
一条指令及其两个操作数各自跨越两个页面 → ⚠️ 最坏情况涉及 6 个页面 → 至少分配 6 个页框

★ 考过 2025

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驻留集过大或过小分别有什么问题？¶

⚠️ 过小：内存中可容纳的进程数增多、并发度提高，但缺页率显著升高，CPU 大量时间用于处理缺页中断
⚠️ 过大：超过某一阈值后继续增加页框对缺页率的改善趋于平缓 —— 浪费内存，且可用页框总量减少，降低系统整体并发能力

💡 驻留集 = 操作系统分配给该进程的页框集合；大小选择要在系统并发度与缺页开销之间权衡。

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为什么只有三种分配置换策略？　★1考¶

⚠️ 理论上四种组合，但"固定分配 + 全局置换"互斥 —— 固定分配要求页框数不变，而全局置换会导致页框数变化。

固定分配局部置换：页框数固定不变，缺页时只能从自身页框中换出
⚠️ 难点：初始分配太少则频繁缺页，太多则浪费内存并减少并发进程数
可变分配全局置换：缺页时先从空闲页框队列取一个；空闲耗尽则从内存所有页框中选一个换出，不论归属
⚠️ 风险：某些活跃进程的驻留集持续膨胀，不断抢占其他进程的页框，削弱并发能力
可变分配局部置换：只从自身页框中换出，同时根据缺页率动态调整驻留集 —— 缺页率过高就增加页框，过低就回收部分
⚠️ 实现复杂、开销大，但相比频繁换入换出消耗的磁盘 I/O 与 CPU，这一开销是值得的

★ 考过 2015

💡 教材原话提醒：2015 年统考选择题考的正是这三种策略的名称，不少考生因当成非重点而失分。

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三种页框调入算法？¶

平均分配算法：所有可分配页框平均分给各进程
按比例分配算法：按进程的逻辑地址空间大小按比例分配
优先权分配算法：一部分按比例分配，另一部分依据优先权动态分配

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预调页和请求调页怎么选？¶

预调页策略：一次调入若干相邻页面（基于局部性原理）；⚠️ 目前预测成功率仅约 50% → 主要用于进程首次调入时，由程序员显式指定应优先加载的页面
请求调页策略：缺页时才调入；优点是调入的页面必然会被访问、实现简单 → ⚠️ 当前虚拟存储器大多采用；缺点是每次仅调入一页，磁盘 I/O 开销较大

💡 一句话：预调页在运行前加载，请求调页在运行期间动态调入。

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从对换区还是文件区调入页面？¶

外存分文件区（存放文件，离散分配）和对换区（存放换出页面，连续分配）—— ⚠️ 对换区的磁盘 I/O 速度通常快于文件区。

三种情况： - 对换区空间充足：全部从对换区调入；⚠️ 需在进程运行前把相关文件从文件区复制到对换区 - 对换区空间不足：⚠️ 不会被修改的页面直接从文件区调入，换出时无须写回；可能被修改的页面换出时必须保存到对换区 - UNIX 方式：⚠️ 与进程相关的文件始终保留在文件区 —— 未运行过的页面从文件区调入，曾被换出的从对换区读取；多个进程共享的页面只要已在内存就可直接复用

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3.2.4 页面置换算法¶

OPT 算法为什么不能实现？　★1考¶

选择淘汰以后永不使用、或在最长时间内不再被访问的页面 → 理论上缺页率最低。

⚠️ 无法实现，因为操作系统无法预知未来的页面访问序列；但具有重要理论意义，常用于评价其他算法。

教材例（3 个物理块，序列 7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1）： 共 9 次缺页中断，其中 6 次触发页面置换（不算初始装入 3 页）。

★ 考过 2014

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FIFO 算法的性能和 Belady 异常？　★1考¶

淘汰最早进入内存的页面（按调入时间组织成队列，移除队首）。 ⚠️ 未利用局部性原理，与实际运行规律不符 —— 最早装入的页面仍可能被频繁访问，性能通常较差。

同一例子下 FIFO 共 15 次缺页中断，其中 12 次置换（对比 OPT 的 9 次）。

Belady 异常：⚠️ 物理块数增加时，缺页次数反而可能上升。教材例（序列 3,2,1,0,3,2,4,3,2,1,0,4）：3 个物理块缺页 9 次，4 个物理块反而缺页 10 次。 ⚠️ 根本原因：FIFO 仅依据调入时间决策，忽略了页面的实际使用情况。 ⚠️ 校订/边界：在本节比较的 FIFO / OPT / LRU 中，FIFO 可能出现 Belady 异常，而 OPT、LRU 作为栈算法不会；更一般地，其他不具栈包含性质的算法也可能出现，不能把“只有 FIFO”推广到所有置换算法。

★ 考过 2010

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LRU 算法怎么实现？它和 OPT 什么关系？　★4考¶

淘汰最近最长时间未使用的页面 —— 依据：若某页在过去一段时间未被使用，近期未来很可能也不会被访问。实现：为每个页面维护一个访问字段记录自上次访问以来的时间，淘汰该值最大者。

⚠️ 方向性区别（高频考点）：LRU 根据过去的使用情况判断，是"向前看"的；OPT 根据未来判断，是"向后看"的 —— 页面的过去与未来之间并无必然联系。 ⚠️ 教材例中 LRU 前 5 次缺页处理结果与 OPT 相同，但这仅是巧合。

四算法总评：OPT 性能最好但无法实现；FIFO 实现简单但忽略局部性、性能差；LRU 性能接近 OPT，但实现通常需要硬件支持、开销较大。

★ 考过 2009、2015、2019、2025

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简单 CLOCK 算法的规则？　★2考¶

为每页设访问位，首次装入或被访问时置 1；所有页框组成循环队列，维护一个替换指针： - 指针所指页面访问位为 0 → 直接淘汰 - 访问位为 1 → 置为 0，指针顺移，给它一次"宽恕"机会

⚠️ 名字来源：指针在队列中循环移动，形如时钟指针；又因仅依据"最近是否被使用"这一粗略信息决策，也称最近未用（NRU）算法。

⚠️ 关键细节：若扫描一圈所有访问位都是 1，则清零后回到最初位置，淘汰该位置的页面。

★ 考过 2010、2012

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改进型 CLOCK 的四类页面？　★3考¶

在访问位 A 基础上引入修改位 M（修改过的页面置换代价更高，要写回磁盘）： - 1 类（A=0, M=0）：⚠️ 最佳淘汰页 - 2 类（A=0, M=1）：次佳淘汰页 - 3 类（A=1, M=0）：最近已访问但未修改 - 4 类（A=1, M=1）：最近已访问且已修改

三阶段选择规则（最坏可完整扫描四遍）： - ① 找 1 类，⚠️ 此轮不修改任何访问位 A - ② 找 2 类，⚠️ 此轮把所有经过页面的 A 置为 0 - ③ 前两步都失败后，再次执行第 ① 步找 (0,0)；若仍没有，再执行第 ② 步找 (0,1)，此时必能找到

⚠️ 校订/边界：三“阶段”不等于只扫描三遍；最坏顺序为 (0,0) → (0,1并清A) → 再找(0,0) → 再找(0,1)，即四次完整扫描。优点是优先淘汰未修改页、降低磁盘 I/O，代价是扫描开销增加。

★ 考过 2016、2018、2021

💡 总原则：尽可能保留近期访问过的页面，优先淘汰未访问过的；同为未访问，优先换出未修改的。

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抖动的根本原因是什么？　★1考¶

抖动（颠簸）：刚换出的页面马上又要换入，刚换入的又立即被换出。

⚠️ 根本原因：分配给进程的物理块数量过少，导致频繁缺页中断 → 磁盘 I/O 频率急剧上升，进程大部分时间消耗在换入换出上 → ⚠️ CPU 利用率急剧下降，甚至趋近于零。

💡 正因抖动源于驻留集过少，才提出工作集的概念来动态指导页框分配。

★ 考过 2011

回源 · PDF 第 233 页 · b_233_0

工作集怎么算？和驻留集什么关系？　★1考¶

工作集 = 在某段时间间隔内，进程实际访问过的页面集合，由时间 t 和工作集窗口尺寸 Δ 共同确定。

教材例（Δ = 5）：t₁ 时刻工作集 {2,3,5}；t₂ 时刻工作集 {1,2,3,4}。

⚠️ 实际应用中窗口通常设得较大，局部性好的程序其工作集大小一般远小于 Δ。 ⚠️ 关键结论：驻留集的大小不应小于工作集的大小，否则进程运行中将频繁缺页。

★ 考过 2016

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影响页面换入换出效率的三个因素？¶

页面置换算法的选择
⚠️ 已修改页面写回磁盘的频率 —— "每次换出即写回"会导致频繁磁盘 I/O
⚠️ 磁盘内容读入内存的频率 —— 每次缺页都从磁盘重读会增加换入开销

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页面缓冲算法的两个链表？¶

空闲页面链表（空闲页框链表）：需要读入页面时从头部取一个页框；⚠️ 未被修改的页面换出时不写回磁盘，直接把页框挂到链表末尾，页框中仍保留原有数据 —— 后续访问相同页面可直接取下复用，避免从磁盘重读
修改页面链表：⚠️ 已修改的页面换出时不立即写回，挂到该链表末尾，积累足够数量的脏页后批量写回

两个优点： - 显著降低换入/换出频率，大幅减少磁盘 I/O - ⚠️ 即使采用简单的置换策略（如 FIFO）也能获得良好性能，且无须特殊硬件支持

💡 2012 年统考真题描述的"被回收的页框放入空闲页框链尾，其中内容在下一次分配之前不清空"正是这个空闲页面链表。

回源 · PDF 第 233 页 · b_233_9；PDF 第 233 页 · b_233_10

哪些页框可以回收？为什么不能等耗尽再回收？¶

⚠️ 不可回收：内核栈、内核代码段、内核数据段等大部分内核页框
可回收：进程代码段、进程数据段、进程堆栈、映射的文件页、进程间共享内存

Linux 有一个负责页面换出的守护进程 kswapd，空闲页框低于特定阈值时就主动发起回收。

⚠️ 校订/边界：Linux 守护进程名是 kswapd；这是 Linux 的实现名，不是所有操作系统通用的机制名。

⚠️ 为什么不能等完全耗尽：释放脏页需要先写回磁盘，而该 I/O 操作本身往往需要临时页框作为缓冲区 —— 若此时已无空闲页框，则既无法分配 I/O 缓冲区，也无法完成页面释放，可能导致内核陷入内存分配死锁甚至系统崩溃。

⚠️ Linux 用伙伴算法管理连续空闲页框：释放时检查是否有大小相等的伙伴空闲块，有则合并为翻倍的新块，并继续向上尝试合并。

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内存映射文件是怎么工作的？　★1考¶

在磁盘文件与进程的虚拟地址空间之间建立直接映射 —— 像访问内存一样读写文件，把文件当作内存中的一个大字符数组，无须调用传统的文件 I/O 接口。

⚠️ 两个时机细节： - 映射时并不立即加载文件内容，而是首次访问某页面时才按需一页一页调入 - ⚠️ 脏页可以延迟写回，但不只在退出/解除映射时发生：后台异步回写、内存压力、周期刷新、msync()/fsync() 等都可能提前触发

用于共享内存：把同一文件映射到多个进程的虚拟地址空间 —— 各进程虚拟地址空间独立，但操作系统可让它们共享同一组物理页/页缓存，从而减少额外复制。

⚠️ 校订/边界：共享映射不等于自动同步。一方何时被另一方看见、多个写者的先后顺序仍需锁/原子操作等同步机制；数据何时持久化到存储还取决于映射类型和显式/后台回写策略。

两个好处：编程更简单（按内存方式读写）；便于多个进程共享同一个磁盘文件。

★ 考过 2025

回源 · PDF 第 234 页 · b_234_10

影响虚拟存储器性能的五个因素？　★2考¶

核心是缺页率，它受以下因素影响： - 页面大小：⚠️ 页面较大 → 单次装入覆盖更多局部区域 → 缺页率低，但页内碎片大；页面较小 → 碎片少、利用率高，但页表过长 - 分配给进程的物理块数：⚠️ 通常越多，缺页率越低；超过阈值后改善趋于平缓 —— 因为活跃页面已基本常驻。但非栈算法可能出现 Belady 异常，不能写成无条件单调下降 - 页面置换算法：LRU、CLOCK 等优先保留可能被再次访问的页面 - 写回磁盘的频率：用已修改换出页面链表批量写回；⚠️ 尚未写回前再次访问可直接从链表复用 - 程序的局部化程度：⚠️ 典型反例 —— 数组按行存储时若按列访问，会破坏空间局部性，导致缺页率异常升高

⚠️ 校订/边界：“页框越多，缺页率越低”只是通常趋势；非栈置换算法可出现 Belady 异常。

★ 考过 2020、2022

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地址翻译综合题怎么拆地址？（TLB + 页表 + Cache）¶

教材条件：字节编址、虚拟地址 14 位、物理地址 12 位、页面 64B、TLB 四路组相联共 16 条目、data Cache 物理寻址直接映射、行大小 4B 共 16 组。

拆法： - 页内偏移 log₂64 = 6 位 → 虚拟页号 14−6 = 8 位，物理页号 12−6 = 6 位 - TLB：16/4 = 4 组 → 组索引 2 位（取虚拟页号低 2 位），TLB 标记 6 位（高 6 位） - Cache：行 4B → 块内偏移 2 位；16 组 → 组索引 4 位；标记 6 位

💡 通用套路：先由页面大小定偏移位数，再由 TLB 组数/Cache 组数从低位往高位切。

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三个地址的翻译结果分别是什么？¶

0x03d4：组索引 3、TLB 标记 0x03 → ⚠️ TLB 命中，物理页号 0x0d → 物理地址 0x354 → Cache 组索引 5、标记 0x0d → ⚠️ Cache 命中，偏移 0（块 0）→ 数据为 36H
0x00f1：组索引 3、TLB 标记 0x00 → TLB 未命中 → 查页表，虚拟页号 0x03 有效位为 1 → 物理页号 0x02 → 物理地址 0x0b1 → Cache 组索引 0xc、标记 0x02 → ⚠️ 有效位为 0，Cache 未命中，需从主存读取
0x0229：组索引 0、TLB 标记 0x02 → TLB 未命中 → 查页表，虚拟页号 0x08 有效位为 0 → ⚠️ 缺页中断

💡 完整流程：查 TLB → 未命中查页表 → 页表项无效则缺页中断调页 → 用物理地址访问 Cache → Cache 未命中再读主存。

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虚拟内存空间的大小由什么决定？¶

⚠️ 主要由虚拟地址的位数决定。

例：虚拟地址 32 位、按字节编址 → 虚存空间最大 2³²B = 4GB；⚠️ 试图定义超过 4GB 的虚拟地址空间时，超出部分将无法被访问。

虚拟内存带来的代价：每次缺页均需访问外存，平均访存时间增加；置换算法不合适还可能引发频繁缺页，降低性能。

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【疑难点】第3章¶

分页和分段的四点对照（疑难点总表）？¶

	分页	分段
目的	⚠️ 仅是系统管理上的需要，为实现离散分配提高利用率，不是用户的需要	段是信息的逻辑单位，含一组意义相对完整的信息，为满足用户需要
长度	固定，由系统决定，由机器硬件实现	不固定，取决于用户程序，通常由编译程序按信息性质划分
地址空间	一维，一个记忆符即可表示地址	二维，既要给段名又要给段内地址
碎片	⚠️ 有内部碎片，无外部碎片	⚠️ 有外部碎片，无内部碎片

💡 碎片那一行是最常考的判断题。

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页面置换算法和处理机调度算法有什么共性？¶

⚠️ 二者都属于资源调度机制 —— 核心思想是依据某种准则，决定将有限资源分配给哪个请求者。 - 处理机调度的准则：优先级、响应比、时间片 - 页面置换的准则：页面的使用历史 —— 是否被访问过、近期是否经常使用

💡 教材建议：以"调度"为线索串联操作系统中的各类算法（进程调度、页面置换、磁盘调度、I/O 调度），有助于建立整体架构认识。

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【易混点】第3章成对概念对照¶

概念 A	概念 B	一句话切分
逻辑地址	物理地址	程序用的、可重复 vs 主存单元、唯一
静态链接	动态链接	运行前连成一个 vs 装入时/运行时才连，可共享
绝对装入	可重定位装入	单道程序、地址定死 vs 装入时一次性改地址
静态重定位	动态重定位	装入时改完、不能移动 vs 执行时才算、可紧凑
重定位寄存器	界地址寄存器	用于"加" vs 用于"比"
内部碎片	外部碎片	分区/页内部用不完 vs 分区之间的小空闲块
固定分区	动态分区	有内部碎片、无外部碎片 vs 有外部碎片、要紧凑
首次适应	最佳适应	地址递增、综合最好 vs 容量递增、碎片最多
邻近适应	最坏适应	从上次位置继续找 vs 总切最大块
页 / 页框	段	页是逻辑单位，页框是物理单位；二者定长、分页地址一维、对用户透明 vs 逻辑单位、变长、二维、用户可见
页表项	段表项	只存块号（页号隐含） vs 存段长 + 基址
一级页表	两级页表	要连续、可能占 1K 页 vs 离散 + 按需调入，无快表时 3 次访存
TLB（快表）	页表（慢表）	命中 1 次访存 vs 未命中 2 次访存
基本分页	请求分页	一次性装入 vs 缺页中断 + 页面置换
缺页中断	一般中断	指令执行期间触发、一条指令可多次 vs 指令执行后检测
固定分配局部置换	可变分配全局置换	驻留集恒定 vs 可抢别的进程页框
预调页	请求调页	运行前预测装入（成功率约 50%） vs 缺页才调，当前主流
文件区	对换区	离散分配、慢 vs 连续分配、快
OPT	LRU	向后看（未来）、不可实现 vs 向前看（过去）、需硬件支持
FIFO	LRU/OPT	⚠️ 在本节三算法中 FIFO 可能出现 Belady 异常 vs 栈算法不会
简单 CLOCK	改进型 CLOCK	只看访问位 A vs 看 (A,M)，优先淘汰未修改的
抖动	工作集	频繁换入换出、CPU 利用率趋零 vs 一段时间内实际访问的页面集合

【必背数字】第3章¶

数字	含义
半页	分页每个进程平均产生的页内碎片
2^k	页面大小取 2 的整数次幂（低 k 位为偏移）
4KB / 20 位 / 4B	典型页面大小 / 32 位下的页号位数 / 实际页表项大小
⌈20/8⌉ = 3B	页表项理论最小值（实际取 4B 对齐）
1K 个页	32 位下单级页表本身要占的页数（2²⁰×4B/4KB）
10 + 10 + 12	两级页表的逻辑地址结构（32 位、4KB 页）
1024	一页可容纳的页表项数（4KB/4B）= 外层页表表项数
90% / 10%	快表典型命中率 / 分页带来的性能开销
1 / 2 / 3 次访存	TLB 命中 / 未命中查一级页表 / 两级页表（无快表）
48 位 → 三或四级	实际 64 位系统的虚拟地址限制与页表级数
6B	教材例中段表项大小（16 位段长 + 32 位基址）
6 次	一条指令最多可能引发的缺页中断次数
2 / 3 / 6	最小页框数：直接寻址 / 间接寻址 / 指令与两操作数各跨两页
三种策略	固定分配局部、可变分配全局、可变分配局部（固定+全局互斥）
约 50%	预调页的预测成功率
9 次 / 15 次	教材例中 OPT / FIFO 的缺页次数（3 个物理块）
9 次 vs 10 次	Belady 异常：3 个物理块 vs 4 个物理块
四类页面	改进型 CLOCK 的 (A,M) 组合，1 类 (0,0) 最佳淘汰
4GB	32 位虚拟地址按字节编址的虚存上限

第3章 内存管理