三种装入方式：

本质是地址转换方式的不同

绝对装入：

仅支持单道批程序环境下的产物

内存中仅支持放一个程序，程序的逻辑地址和实际地址完全一致，不用转换

该地址可以被程序员、编译程序所赋予，对应的内存分配策略是单一连续分配

静态可重定向装入：

其特征是为作业分配一块连续的、固定大小的、固定区域的空间

在后续整个程序运行过程中一直保持固定大小，不会变化

地址在装入主存后直接转换为物理地址，相对地址转物理地址，不必使用地址转换机构

对应的内存分配策略为固定分配策略或者静态分配策略

动态可重定向装入：

别名动态运行时装入，其特征是为作业分配一块可不连续、不固定大小、不固定区域空间

在后续程序运行中可以根据实际所需变化空间大小，动态申请内存

地址装入主存后依旧保持逻辑地址，只有在运行的时候才会把逻辑地址转为物理地址

需要地址转换机构的协助，或者说重定位寄存器的服务

对应的内存分配策略是动态分区分配（连续分配），页式、段式、段页式（非连续分配）

三种链接策略：

静态链接、装入时动态链接、运行时动态链接

静态链接是在运行之前或者说装入之前，就全部完成打包不再拆开

对应的模式是：静态可重定向、固定分配策略，早期计算机系统

装入、运行时动态链接：

边装入边链接//只有要用到了才链接

对应的模式是：动态可重定向装入策略、段式、段页式（主要是段式逻辑，页式没体现

静态可重定向、绝对装入，以及相对应的固定分配、单一分配不需要地址转换机构

因为对静态可重定向/固定分配而言，其地址在装入内存后就已经是实际物理地址不必转

内存管理是不可视、透明的，是操作系统实现的，进程和上层只能看到物理地址

地址转换完全由硬件实现，操作系统只做辅助的缺页处理、寄存器值更新等辅助操作

中间的取值、比较、查询都是硬件自己完成

但对于整个转换过程而言，那么是操作系统和硬件共同完成的

勘误，上面的内容难免会有些错误在，参考后文博客，会有较进一步解释

进程映像可能配合C语言的代码一起考，未理解透彻，包括课后的某习题

内存保护的目的是防止进程随意扰乱其他进程（用户进程扰乱OS进程或者扰乱用户进程

策略有CPU寄存器、重定向寄存器两种

CPU寄存器那句话描述不准确，这里给出解释：

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，由CPU来判断是否越界

每个CPU一对，或者说每个核一对，因为进程是并发运行在核/CPU上的

重定向寄存器、界地址寄存器，将复合在CPU内的寄存器单独拿出来当作一个模块

页式仅需要对比一次，段式需要对比两次，段页式也需要对比两次

往往也是一个CPU/核一个，无非不需要CPU做判断，同时寄存器的更新由OS来完成

因而对其的修改是特权指令

内存共享，无非就是页、段式的比较，后面会讲，页式不擅长共享，段式擅长

连续内存分配模式：

单一分配，对应上面的单道批，不会考，仅供了解

固定分区分配

最重要的就是三个点：分区大小固定、分区位置固定、分区是连续的

各个分区之间的大小倒不一定相同，会产生内部碎片

注意内部碎片的算法是块内还剩下多少空闲空间，5.2MB，1MB一块，0.8MB碎片

动态分区分配，对应：分区大小不固定（运行和装入时均可变）、分区连续

至于分区到底是不是固定的，这个是装入策略需要考虑的事情，和内存分配关系不大

会产生外部碎片

内部碎片：指一个进程实际占用的空间小于分配给其的空间造成浪费，固定分配会出现

外部碎片：指内存中，无法被分配的小碎片空间，一般出现在动态分区分配中

页表是不会产生外部碎片的，因为其是按照固定大小分配

段表是不会产生内部碎片的，因为其是按照动态分区策略来分配

分区回收策略：

前面有空的，只修改前面的分区大小为两者之和，合并

后面有空的，修改后者分区的大小为两者之和，开始地址为前空闲开始地址

两边都有空的，习惯前面的分区大小为两者之和，合并

分区分配策略：

首先明确，不管是什么查询结构，其空闲区的数据结构均是空闲分区链表结构

顺序查询有四种：

首次适应，按地址递增排序链表，找到第一个符合的分区

邻近适应，循环查询，任何区域的分配可能性都一样

最佳适应，按容量大小递增排序，找到第一个最小的符合要求的分区

最差适应，按容量大小递减排序，找到第一个最大的符合要求的分区

各自的优劣：

索引搜索：

一个索引表，多个空闲分区链，对应三种策略，不细谈，太过于复杂

参考文献

页、段均是离散型内存分配策略，都对应程序的可移动，只能采用动态装入法

页式基本：

目的在于提高内存的利用率、实现离散分配

主存逻辑分块为多个页框，进程逻辑分块为多个页面

一个进程分为多个页，每个页被存在不同主存页框中，页表是连续的，一个进程一个页表

页表中存储了页号以及其对应的主存页号，以此完成地址映射

CPU给出的需要转换的逻辑地址结构为页号+页内偏移，一般默认字节编址

页表项内只有主存相应实际页号，拼接到原偏移量得到物理地址

页式地址变换：

地址变换机构只需要对页号进行判断是否超出该进程的最大页号，页内偏移不可能越界

进程的页表长期被存放在内存PCB中，但仅有需要调用的时候寄存器才设置其起始、长度

不管用不用，只要这个进程没有被挂起还在内存中，那么页表就一定在内存中

快表的引入和Cache的引入目的一样，快表命中用快表，快表没命中去主存里面找

减少访存次数是其核心，至于快表命中后，其实是先到Cache里面，然后再去主存里找

关于计算，个人认为参考个人的笔记即可，书上的例子非常杂乱，没有看的意义

或者自己找后面的真题、相应例题做一遍就能理解，书上的例题都是默认字节编址的

二级、多级页表的计算相关

页表是连续的，当得知主存内的页数以后，就可以依据每个页表能分配多少个页表项算

2^36=2^9·2^9·2^9·2^9，四个页表实现

同时需要知道一个事情：

主存的页数是必须要被完整表示的，所以意味着多级页表其实也就是在表示这一些页框

为了不让页表占用太多的“连续”内存，所以才产生了多重页表

但实际上多重页表本身反而会占用更多的内存、更多的系统开销，访存次数也会增加

例如N重页表，那么就会访存N+1次

注：理论上，页表项长度为3B即可表示内存块号的范围，但是，为了方便页表的查询，
常常会让一个页表项占更多的字节，使得每个页面恰好可以装得下整数个页表项

快表、慢表同时查询法：

易混淆概念：

页框、页帧、物理块基本是描述主存中所分的“块”

页、页面基本是描述进程自身被分成的“块”

相对应的页帧号、页框号、块号，页号、页面号也是针对这两者区分而言的

段式存储的优点解释：

方便编程，主要含义是可以按照编程代码的逻辑去进行分段存储

分段共享，指代的是一个共享代码区，或者说可重入代码，当代码区较大的时候

用页式时需要用多个页表项来指明其位置

但若使用段式，不论多大的代码都只需要一个段，只需要一个段表项就足够

分段保护，就是下面这个情况，如果用段式，那么很容易就能实现共享的保护

动态增长，这个就是指代段式的特性，即段的长度在运行过程中也是可变的（需要勘误

注：不太确定具体到底是运行可变还是不变的

动态链接，这个的解释见下

段式存储：

目的在于，实现上面所说的优点，按照用户的逻辑来分段而不是依靠操作系统的页分

常规的页分是硬件、操作系统完成的，用户完全不可视

但分段是用户、上层可视的，因为本就是为了这部分的需求产生的

逻辑地址分为：段号、段内偏移量

段表项内容分为：段号、段长、段基址

判断其是否越界需要判断两个，一个是段号是否越界，一个是段表长是否越界

一个进程对应一个段表，段表同样放在内存中，也可以引入快表

段内连续，段与段之间不需要连续

PS:段、页、段页那边写的很一般，后面会补充，以及覆盖与交换该节