9.1 背景
虛擬地址空間：進程在內存中存放的邏輯視圖。如圖所示。
虛擬內存：是一種內存管理技術，它會使程序自己認為自己擁有一塊很大且連續的內存，然而，這個程序在內存中不是連續的，並且有些還會在磁盤上，在需要時進行數據交換 。
允許隨着動態內存分配，堆向上生長；允許隨着子程序的不斷調用，棧向下生長。只有在堆和棧生長時，才需要實際的物理頁。包括空白的虛擬地址空間成為稀地址空間。其優點是：隨着程序的執行，棧或堆段的生長或需要載入動態鏈接庫（或共享對象）時，這些空白可以填充。
虛擬內存也允許文件和內存通過共享頁而為兩個或多個進程所共享。如圖所示：
9.2 按需調頁 在需要時才調入相應的頁（可視為懶惰交換）
區分：交換程序是對整個進程操作（因此這里是懶惰交換），調頁程序只是對進程的單個頁進行操作，按需調頁使用的是調頁程序。
有效位和無效位：有效：表示相關的頁既合法也在內存中；無效：表示該頁不在進程的邏輯地址空間內(有的博客說此時應顯示NULL)或有效但是在磁盤中。如圖所示：
Q:當進程試圖訪問未調入內存（在磁盤上）的頁，將會如何？
A:對這些標記為無效的頁，將產生頁錯誤陷阱。由於操作系統未能將所需的頁調入內存而產生。處理流程：
(1)檢查進程的內部頁表(通常與PCB一起保存)，以確定該引用是合法的還是非法的地址訪問；
(2)若引用非法，則終止進程。若引用有效但尚未調入頁面，則現在應調入；
(3)找到一個空閑幀（如從空閑鏈表中選一個）；
(4)調度一個磁盤操作，以便將所需要的頁調入剛分配的幀；
(5)當磁盤讀操作完成后，修改進程的內部表和頁表，以表示該頁已在內存中；
(6)重新開始因陷阱而中斷的指令，進程現在可以訪問所需頁。如圖所示：
極端情況：所有的頁都不在內存中，成為純粹按需調頁：只有在需要時才將頁調入內存。
原理：局部性：
空間局部性：電腦中某一塊內存在使用時，在不久的將來會使用內存地址相近的一塊內存區域。
時間局部性：電腦中某一條指令在使用完之后，在不久的將來有很大可能再次使用它。
因此，有的程序的單個指令可能訪問多個頁的內存，從而一個指令可能產生多個頁錯誤。不過由於局部性，這種情況很少見。
硬件支持：（1）頁表：該表能夠通過有效-無效位或保護位的特定值，將條目設為無效；
（2）次級存儲器：保存不在內存中的頁，通常為快速磁盤，通常稱為交換設備，用於交換的這部分磁盤通常稱為交換空間。
關鍵：能夠在頁錯誤后重新執行指令，出現頁錯誤時，保存中斷進程的狀態(寄存器、條件代碼、指令計數器)，必須能夠按完全相同的位置和地址重新開始執行進程。
性能分析：計算按需調頁內存的有效訪問時間：
設p為頁錯誤的概率(0<=p<=1)，則有效訪問時間為：
有效訪問時間 = （1-p）*ma + p*頁錯誤時間 ma：內存訪問時間
9.3 寫時復制
fork():為子進程創建一個父進程地址空間的副本，復制屬於父進程的頁。但由於許多子進程在創建之后立即執行exec()，所以父進程地址空間的復制可能沒有很必要。
exec():
fork()函數通過系統調用創建一個與原來進程（父進程）幾乎完全相同的進程（子進程是父進程的副本，它將獲得父進程數據空間、堆、棧等資源的副本。注意，子進程持有的是上述存儲空間的“副本”，這意味着父子進程不共享這些存儲空間。linux將復制父進程的地址空間內容給子進程，因此，子進程由了獨立的地址空間。），也就是這兩個進程做完全相同的事。
在fork后的子進程中使用exec函數族，可以裝入和運行其它程序（子進程替換原有進程，和父進程做不同的事）。
exec函數族可以根據指定的文件名或目錄名找到可執行文件，並用它來取代原調用進程的數據段、代碼段和堆棧段。在執行完后，原調用進程的內容除了進程號外，其它全部被新程序的內容替換了。另外，這里的可執行文件既可以是二進制文件，也可以是Linux下任何可執行腳本文件。
寫時復制技術：允許父進程與子進程開始時共享同一頁面，這些頁面被標記為寫時復制頁，即如果任何一個進程需要對頁進行寫操作，就創建一個共享頁的副本。如圖所示：
假設子進程試圖修改含有部分棧的頁，且操作系統可識別出該頁為寫時復制頁(注意：只有可能修改的頁才需要被標記為寫時復制，不能修改的頁(即包含可執行代碼的頁)可以為父進程與子進程所共享)，則 OS創建一個該頁的副本，將其映射到紫禁城的地址空間內，這樣，子進程會修改自己的頁，而非父進程的頁。
Q：如何選擇一個空閑頁被分配用於寫時復制？
A:OS提供了空閑緩沖池。這些空閑頁在進程棧或堆必須擴展時用於分配，或用於管理寫時復制頁。OS通常采用按需填零的技術分配頁。即這些頁在分配之前先填零，清除以前內容。
擴展：vfork()?(fork()的變種，虛擬內存fork)
vfork()會將父進程掛起，子進程使用父進程的地址空間。vfork不采用寫時復制，若子進程修改父進程地址空間的任何頁，則這些修改后的頁在父進程重啟后可見。
fork()與vfork()的區別：https://blog.csdn.net/ValDC_Morning/article/details/77414826
9.4 頁面置換
Q:當出現內存的過度分配時怎么辦？過度分配：當一個用戶進程執行時，一個頁錯誤發生。OS會確定所需頁在磁盤上的位置，但發現空閑幀列表上沒有空閑幀，所有內存都在使用。
A:采用頁置換。
9.4.1 基本頁面置換
若沒有空閑幀，則查找當前沒有使用的幀，將其釋放。釋放方法：將其內容寫到交換空間，並改變頁表(和所有其他頁表)以表示該頁不在內存中。
現在頁錯誤處理程序應包括頁置換：
(1)查找所需頁在磁盤上的位置；
(2)查找一個空閑幀：
a.若有空閑幀，則使用它；
b.若沒有，則使用頁置換算法選擇一個犧牲幀；
c.將犧牲幀的內容寫到磁盤上，改變頁表和幀表。
(3)將所需頁讀入(新)空閑幀，改變頁表和幀表；
(4)重啟用戶進程。
可以通過修改位/臟位降低額外開銷。當頁內的任何字或字節被寫入時，硬件會設置該頁的修改位表示該頁已修改。通過查看該位被設置可知自從磁盤讀入后該頁已發生修改。這樣，當發生頁面置換時，如果該位未被設置，說明該頁未被修改，故不需將其寫回磁盤上。
實現按需調頁，主要解決兩個問題：幀分配算法 && 頁置換算法
9.4.2 FIFO頁置換
選最舊的頁來置換。
存在Belady異常：頁錯誤率可能會隨着所分配的幀數的增加而增加。
9.4.3 最優置換 OPT/MIN optimal pape-replacement algorithm
置換（未來）最長時間不會使用的頁。（看未來）。確保對於給定數量的幀會產生最低可能的頁錯誤率。難以實現，主要用於比較研究。
9.4.4 LRU頁置換 最近最少使用算法 least-recently-used algorithm
使用離過去最近作為不遠將來的近似，可置換最長時間沒使用的頁。（過去距離現在越遠，越應該被替換）
硬件實現：用計數器or棧。
9.4.5 近似LRU頁置換
頁表中每項關聯一個引用位，每當引用一個頁時（無論是對頁的字節進行讀/寫），相應頁表的引用位會被硬件置位。
二次機會算法：
基本算法是FIFO算法。當要選擇一個頁時，檢查其引用位，如果其值為0，則直接置換該頁。若引用位為1，則給該頁第二次機會，並將其引用位清零，且其到達時間設為當前時間，並選擇下一個FIFO頁。如圖所示：
9.4.6 基於計數的頁置換 為每個頁保留一個用於記錄其引用次數的計數器。
最不經常使用頁置換算法：LFU 置換計數最小的頁
最常使用頁置換算法 ： MFU 置換計數最大的頁： 基於理論：具有最小次數的頁可能剛調進來，且還沒有使用。