内存管理就是要将各种媒介组建成为一体，形成一个巨无霸似的虚拟存储系统。

基址极限管理模式的问题

到目前为止，已经讲述了几种基本的内存管理方法，分别是固定加载地址的内存管理、固定分区的内存管理、非固定分区的内存管理和交换内存管理,固定加载地址的内存管理只适合于单道编程，而其他三种则可用于多道编程。这三种适用于多道编程的内存管理模式均使用同一种实现机制:基址与极限

基址与极限的工作原理是将程序发出的虚拟地址加上基址而获得物理地址!如果地址超过指定的极限，则视为地址出界而禁止访问，否则访问正常进行。

在介绍过的三种多道编程的内存管理模式里,交换内存管理是最灵活和先进的。它可以解决因程序所需空间增长而无法继续运行的困难又可以实现动态多道编程， 可谓是多道编程内存管理“三剑客”里面的第一高手。但这个第一高手也不是什么问题都没有的。事实上，这种策略存在很多重大问题，而其中最重要的两个问题是空间浪费和程序大小受限

空间浪费问题

随着程序在内存与磁盘间的交换，内存将变得越来越碎片化，即内存将被不同程序分割成尺寸大小无法使用的小片空间。例如，假定我们运行8个程序，A、B、C、D、E、F、G、H,其启动、内存需要和交换过程如下:

A启动，需占用内存200 KB，分配空间1000 ~1199 KB。
B启动，需占用内存100 KB，分配空间1200 ~1299 KB。
C启动，需占用内存300 KB，分配空间1300 ~1599 KB。
A结束，释放内存空间1000~ 1199 KB。
D启动，需占用内存50 KB，分配空间1000 ~1049 KB。
E启动，需占用内存100 KB，分配空间1600 ~1699 KB。
C结束，释放内存空间1300 ~1599 KB。
F启动，需占用内存200 KB，分配空间1300 ~ 1499 KB。
G启动，需占用内存50 KB，分配空间1500 ~1549 KB。
H启动，需占用内存20OKB，无法分配空间!

在上述前7个执行序列后，当前内存尚有200KB的闲置空间，分别处于地址1050 ~ 1199KB和1550 ~1599 KB。但因为不连续，无法容纳进程H。而H的空间需求只有200KB!

这种散布在进程之间的闲置空间称为外部碎片。 因为从进程的粒度来看，这种碎片处于进程空间的外面。这种碎片化过程也称为“外部碎片化”。
在下图的情况下，内存空间形成碎片，无法容纳新的进程H，尽管内存总闲置空间可以容纳H。

随着进程的进进出出，外部碎片将浪费大量的内存空间。我们可以采取一些措施降低外部碎片的危害。比如说，在寻找空间容纳新的进程时，可以按照某种算法，如最先适用(first fit）或者最佳适用（best fit）来进行。“最佳适用”就是找到一个能够容纳新程序的最小空间。而"最先适用”就是找到第一个可以容纳新进程的空间。实践证明，最先适用比最佳适用更好。虽然“最佳适用”的名字听上去很好，但因为每次都是最小适应，使得多出来的空间反而更加难以再次利用。

但不管是“最佳适用”还是“最先适用”，这些算法都不能消除外部碎片。当然，如果实在不行了，我们可以进行碎片整理，即通过移动进程在内存里的位置将空闲空间连成一·片,但是这种操作需要将进程导出到磁盘上，再重新加载，效率十分低下。在进行碎片整理过程中，系统的响应延迟将显著增加。因此，这种方法并不让人感觉到兴奋。

程序受限问题

除了外部碎片外，交换的内存管理模式还存在一个重大问题:地址空间增长困难。这有两层意思:一是指空间增长效率低下，二是指空间增长存在“天花板”限制。
本书前面讲过，通过交换，可以让程序的大小增长。即先把程序“倒”到磁盘上，再在内存寻找一片更大的空间将程序“倒”进来，从而扩展程序所占的空间。由于磁盘操作耗时，这种交换出去，再找一片更大的空间来增长程序空间的做法效率非常低。

但是空间增长的低效率还不是交换所面临的唯一问题。即使我们可以忍受效率低下，但还有另外一个问题:交换所能带来的空间增长有限这个限制就是单一程序不能超过物理内存空间（减去操作系统所占部分)，尽管多个程序的总空间可以超过物理内存空间。

解决之道

我们有没有什么办法来解决交换存在的这些问题呢?那得先分析这些问题的根源是什么。空间碎片化的根源是每个程序的大小不一样，这样在空间分配时不存在一致性。 解决的办法自然是将空间按照某种规定的大小进行分配。只要将虚拟内存与物理内存都分成大小一样的部分．我们称为页，然后按页讲行内存分配、就可以克服外部碎片的问题。(页的大小设定很重要）

程序增长有限则是因为一个程序需要全部加载到内存才能运行。而解决的办法就是使程序无需全部加载就可以运行。用分页也可以解决这个问题:只将当前需要的页面放在内存里，其他暂时不用的页面放在磁盘上，这样一个程序同时占用内存和磁盘，其增长空间就大大增加了。 而且，分页后，如果一个程序需要更多的空间，给其分配一个新页即可(而无需像先前将程序倒出倒进，从而大大提高空间增长效率)。

因此,分页，似乎就是我们解决交换缺陷的“不二法门”。

分页内存管理

为了解决交换系统存在的缺陷，出现了分页系统。分页系统的核心就是将虚拟内存空间和物理内存空间皆划分为大小相同的页面，如4KB、8KB或16KB等，并以页面做为内存空间的最小分配单位，一个程序的一个页面可以存放在任意一个物理页面里。这样，由于物理空间是页面的整数倍，并且空间分配以页面为单位，将不会再产生外部碎片。同时，由于一个虚拟页面可以存放在任何一个物理页面里，空间增长也容易解决，只需要分配额外的虚拟页面，并找到一个闲詈的物理页面存放即可。 在分页系统下，一个程序发出的虚拟地址由页面号，页内偏移值两部分组成

例如，对于32位寻址的系统，如果页面大小为4KB，则页面号占20位（2²⁰)、页内偏移值占12位(2¹²=4KB)为了解决程序比内存大的问题，可以允许一个进程的部分虚拟页面存放在物理页面之外，也就是磁盘上。在需要访问这些外部虚拟页面时，再将其调入到物理内存来。 由此，交换系统的所有缺陷均被克服。

地址翻译

从上面的分析可以看出，分页系统能够工作的前提是：对于任何一个虚拟页面，系统知道该页面是否在物理内存中，如果在的话，其对应的物理页面是哪个。如果不在的话，则产生一个系统中断（缺页中断)，并将该虚页从磁盘转到内存，然后将分配给它的物理页面号返回。也就是说，页面管理系统要能将虚拟地址转换为物理地址。该翻译过程如下所示。

因此，分页系统的核心是页面的翻译，即从虚拟页面到物理页面的映射。这个翻译过程由内存管理单元（MMU)完成。MMU接收CPU发出的虚拟地址，将其翻译为物理地址后发送给内存。内存单元按照该物理地址进行相应访问后读出或写人相关数据。

MMU对虚拟地址的翻译只是对页面号的翻译，即将虚拟页面号翻译成物理页面号 而对于偏移值，则不进行任何操作。这是因为虚拟页表和物理页表大小完全一样，虚拟页面里的偏移值和物理页面里的偏移值完全一样，因此无需翻译。

那么MMU是通过什么手段完成这种翻译的呢?当然是查表，查页表。 对于每个程序MMU都为其保存一个页表，该表里面存放的是虚拟页面到物理页面的映射。每当为一个虚拟页面寻找到一个物理页面后，就在页表里增加一个记录来保留该虚拟页面到物理页面的映射关系。随着虚拟页面进出物理内存，页表的内容页不断发生变化。

在程序发出一个虚拟地址给内存管理单元后，MMU首先将地址里面页号部分的字位分离出来，然后判断该虚拟页面是否有效、是否存放在内存、是否受到保护。 如果页面无效，即该虚拟页面不存在或没有在内存，也就是说该虚拟页面在物理内存里面没有对应。如果该页面受到保护，即对该页面的访问被禁止，则产生一个系统中断来处理这些特殊情况。对于无效页面访问，需要终止发出该无效访问的进程。对于合法但不在物理内存的页面，我们通过缺页中断将该虚拟页面放进物理内存。而对于受保护的页面，同样终止该进程。

这里有一点要解释的就是非法虚拟页面。什么叫做虚拟页面非法？我们知道程序在加载前所使用的一切地址均是虚拟地址，即程序存在于虚拟空间。而虚拟空间的大小与系统的寻址长度有关。例如，32位寻址的系统虚拟地址空间为2³²-1，即一个程序最多可以有2³²-1条指令。但是一个程序可以没有这么多条指令。事实上，大部分程序都不会占满整个虚拟空间。这样，就有一部分虚拟空间是空的，即程序没有使用的部分。这部分空间就是非法虚拟空间。如果一个程序访问了这片空间，即判定为非法，而无需再判断该虚拟页面是否在物理内存。比如一个程序大小为100KB，如果该程序试图访问虚拟地址100KB以上的地址，即视为非去访问。进行这种访问的程序即为程序错误或失效。

如果页面有效且在物理内存，又没有被保护，则我们使用该虚拟页面号作为索引，找到页表中对应该虚拟页面 的记录，读取其对应的物理页面号。

那么MMU是怎么知道一个页面是否有效，是否被保护、是否在物理内存呢?这个简单,将这些信息储存在页表里面即可。这样，页表不光用来进行翻译，还用来进行页面的各种状态判断，因此，页表在分页系统里面的地位举足轻重。

页表

上面已经说过，页表在分页内存管理系统的地位十分关键。页表的根本功能是提供从虚拟页面到物理页面的映射。因此，页表的记录条数与虚拟页面数相同。例如，对于32位寻址的虚拟地址，如果页面大小为4KB，则虚拟页面数最多可以达到2²⁰，即1048576个虚拟页面。那么页表的记录条数就为1048576条。

MMU依赖页表进行一切与页面有关的管理活动。这些活动包括判断某一页面号是否在内存里、页面是否受到保护、页面是否有非法空间等。因此，页表除了提供虚拟到物理页面的映射外，还记录这些相关信息。页表的一个记录所包括的内容大体如下。

缓存禁止位用来指示该页面是否允许存放在缓存里。
访问位记录该页面是否被访问过’被读过或者被写过。
修改位记录该页面自从加载到物理内存后是否被修改过。
保护标识位记录该页的受保护情况，如是否允许读、写、执行等。
在内存否则记录该虚拟页面是否已经在物理内存里。
物理页面号则是该虚拟页面对应的物理页面（如果该虚拟页面在物理内存的话)。

访问位和修改位是MMU进行页面置换时依赖的信息。当然了，一个记录条通常还会有一个保留区( reserve area)。设置保留区的目的是为以后有需要时增加信息用的。如果没有保留区，万一想对分页系统进行某种改善，而该种改善又需要在页表里记录额外的信息，那就没有办法实施了。除非重新设计页表记录内容，但这样一来成本就太高了。因此，设计任何数据结构时应该留有余地，这样才有改善的空间。

页表的特殊地位决定了它由硬件直接提供支持，即页表是一个硬件数据结构。下图列出的是一个简化了的虚拟页面与物理页面的映射。左面的页面属于虚拟空间，右面的页面属于物理空间，页面大小为16KB。
从该页表可以看出，第0个虚拟页面在物理的第2个页面里。如果我们访问虚拟页面0,则实际访问物理页面2。页表里面的×表示该虚拟页面不在内存里。如果访问的页面不在内存，那么将产生缺页中断。 例如，如果我们访问虚拟页面6，则将发生缺页中断。缺页中断服务程序将负责在磁盘上找到需要的虚拟页面，并在物理内存里面寻找一个闲置的页面来存放该虚拟页面，然后更新页表。之后，对该虚拟页面的访问就可以正常进行了。

页面翻译过程

上图是一个简单的翻译过程，在该图中，CPU 发出虚拟地址0010000000000100。由于页面大小为4KB，后面的12位为页内偏移值。前面的4位则为页面号。按此分解后，我们得出该地址在虚拟页面2，页内偏移值4的地址上。将这两部分地址分开，以2做为索引到找到页表的第2个记录，发现该记录所对应的页面在物理内存，其物理页面号是110，即6。这样，我们再将物理页面号与页内偏移值合并，获得物理地址为:110000000000100。

分页系统的优缺点

我们在引入分页系统时已经讲过，分页系统不会产生外部碎片，一个进程占用的内存空间可以不是连续的，并且一个进程的虚拟页面在不需要的时候可以放在磁盘上。这样，在分页系统下，进程空间的增长和虚拟内存的实现问题都解决了。
除此之外，**分页系统的另一个优点是可以共享小的地址，即页面共享。**我们只需要在对应给定页面的页表项里做一个相关的记录即可。

当然，分页系统也存在缺点。第一个缺点就是页表很大，占用了大量的内存空间。 例如，对于32位寻址，页面尺寸为4KB的分页系统来说，页表将有1048576个记录。每个记录要占用多个字节，这样，一个页表所占的内存空间相当大。
那么有没有办法减少页表的尺寸呢?可以选择多级页表的方式。 既然一个程序可以分解为一个个页面，并将部分页面存放在磁盘上而降低其内存占用空间，页表也可以采用同样的方式处理。即将页表分为一个个页面，不需要的页面也放在磁盘上，内存里只存放需要的页面即可。

多级页表

在多级页表结构下，页表根据存放的内容可分为:顶级页表、一级页表、二级页表、三.级页表等。顶级页表里面存放的是一级页表的信息，一级页表里面存放的是二级页表的信息，以此类推，**到最后一级贝表存放的才是虚拟页面到物理页面的映射。**一个程序在运行时其顶级页表常驻内存，而次级页表则按需要决定是否存放在物理内存。

例如，如果使用两层页表的话，虚拟地址的前10位可作为顶级页表的索引.中间10位可作为次级页表的索引，最后12位可作为页内偏移值,如图所示。

这样，当CPU发出一个虚拟地址时，我们将虚拟地址一分为三，用最前面10位的值找到顶级页表的对应记录，得到所需要的次级页表。用中间10位的值作为索引在刚才获得次级页表里找到对应的记录，得到对应的物理页面号。然后将物理页面号与页内偏移值合并起来获得最后的物理地址，如下图所示。如果我们需要的次级页表不在物理内存，那么系统将产生缺页中断，而缺页中断即可将所需次级页表带入到内存。

多级页表为什么占用的的内存空间少呢?因为大部分次级页表会放到磁盘上，放在内存里面的页表较少。因此，内存占用少。

多级页表有什么缺点呢?当然是降低了系统的速度。因此每次内存访问都变成多次内存访问。 对于二级页表，一次内存访问变成了三次内存访问。如果次级页表不在内存，还需要加上一次磁盘访问。这样，系统的速度将大为下降。对于级数更多的页表来说，内存访问速度下降将更加明显。

反转页表

那有没有可能在不增加页表级数的情况下降低页表所占的空间呢?有，使用反转页表。正常的页表存放的是从虚拟到物理页面的映射,而反转页表存放的是物理到虚拟页面的映射。这样，由于物理内存比虚拟内存小很多(前提），页表的尺寸将大为减少。例如，假如虚拟地址为64位，页面尺寸为4KB，物理内存256MB，则虚拟页面数为2⁵²，而物理页面数却只有2¹⁶，那么使用反转页表后，页表记录项从2⁵²减少到2¹⁶，节省的空间是非常巨大的。

由于反转页表存放的是物理到虚拟地址的映射，而CPU发出的地址却是虚拟地址，这就造成页表查找困难。不过，这个问题可以通过散列来解决，即将虚拟页号散列到物理页号，然后以这个散列出来的物理页号作为索引在反转页表里面查找!但由于虚拟页面远多于物理页面的缘故，多个虚拟页号将很可能散列到同一个物理页号对应的记录里。这样，在散列后，仍然需要检查该虚拟页面是否在物理内存内，而该种检查需要进行多次内存访问。如果使用开放式散列，则散列表的尺寸将随着程序使用的虚拟页面数的增加而增加。

翻译速度

地址翻译因增加了内存访问次数而降低了系统效率。如果只使用单级页表，则每次内存访问变为两次内存访问，速度的下降尚可以忍受。但如果使用多级页表或反转页表，则每次内存访问将变为多于两次的内存访问，这样效率的降低是非常明显的。由于内存访问是每条指令都需要执行的操作，这将造成整个系统效率的下降。那有没有什么办法改善翻译的速度呢?有。因为程序的运行呈现时空局域性 （局部性原理），即在一段时间内，程序所要访问的地址空间有一定的空间局域性。如果一个页面被访问，可能该页面的其他地址也将被随后访问 (空间局部性）。被引用过一次的存储器位置在未来会被多次引用这样 (时间局部性)，我们可以将该页面的翻译结果存放在缓存里，而无需在访问该页面的每个地址时再翻译一次。这就可以大大提高翻译的效率。

这种存放翻译结果的缓存称为翻译快表（Translation Look-Aside Buffer)，缩写为TLB。TLB存放的是从虚拟页面到物理页面的映射，其记录的格式与内容和正常页表记录的格式内容一样。这样，在进行地址翻译时，如果TLB里有该虚拟地址记录，即“命中”，就从TLB获得该地址对应的物理页面号，而无需经过多级页表或反转页表查找，从而大大提高翻译速度。如果TLB里面没有该虚拟页面号，即“未命中”，则需要按正常方式读取页表内容。

如果CPU发出的虚拟地址属于虚拟页面800 （如图)，则我们从TLB里面直接获得对应的物理页面号13，而无需经过多级页表或反转页表。但我们怎么知道800在TLB里呢?由于TLB里面不能按虚拟页面号进行索引，唯一直观的办法是一个记录一个个记录地进行顺序查找，以确认我们所需的虚拟页面是否在TLB里面。但这样的话，我们使用TLB的意义就不复存在了。因为搜索TLB所费的时间可能已经远远超过查找多级页表所花的时间了。

那上述问题的出路在哪里呢?在这里，我们看到，软件没有办法在一次内存访问完成TLB查找，到这里卡住了。解决方案就是把硬件请出来。我们在TLB里进行的比较不是一个个地顺序比较，而是同时比较，即将所有的TLB记录与目的虚拟地址同时比较，因此只需要一次查找就能确定一个虚拟页面号是否在TLB里。而这种设计需要同时配备多套比较电路，比较电路的套数需与TLB的大小一样，这也就是为什么TLB非常昂贵的原因。

当然，在TLB未命中情况下，我们既可以将页表相应记录存入到TLB，然后再由TLB来满足地址翻译需求〈即重新启动指令);也可以直接由页表来满足翻译请求，同时也将翻译结果存入TLB。这两种方式提供的抽象是不一样的。前者提供的抽象是所有翻译皆由TLB完成;而后者提供的抽象则是翻译过程既看到TLB，又看到正常页表。方式的差异将影响模块化的设计思路。

显然，采用多级页表的分页系统的效率将取决于TLB的命中率。如果命中率很高，则系统效率高;如果命中率低，则系统效率低。例如，Linux使用的是3级页表。按照常理来说，这将使系统的效率大大降低，但许多人并没有感觉到Linux特别慢（当然了，Linux确实是相当的慢)，这就是因为Linux的TLB命中率高。据某些资料宣称其命中率是98%。

TLB通常由CPU制造商提供，但TLB的更换算法则有可能由操作系统提供。

缺页中断处理

在分页系统里，一个虚拟页面既有可能在物理内存，也有可能保存在磁盘上。如果CPU发出的虚拟地址对应的页面不在物理内存，就将产生一个缺页中断。而缺页中断服务程序将负责将需要的虚拟页面找到并加载到内存。那么缺页中断程序是如何知道虚拟页面在磁盘的什么地方呢?它当然不知道。但它知道产生缺页中断进程所对应的源程序文件名和产生缺页中断的虚拟地址。这样，缺页中断服务程序首先根据虚拟地址计算出该地址在相应程序文件里面的位移量或偏移量（offset )，然后要求文件系统在这个偏移量的地方进行文件读操作。那么读多少内容知道吗?当然知道了，读一个页面的数据!而文件系统当然知道如何根据程序的文件名和偏移量来读取数据。

下面是缺页中断的处理步骤:
1)硬件陷入到内核。
2)保护通用寄存器。
3)操作系统判断所需的虚拟页面号。
4)操作系统检查地址的合法性。
5)操作系统选择一个物理页面用来存放将要调入的页面。
6如果选择的物理页面包含有未写磁盘的内容，则首先进行写盘操作。
7)操作系统将新的虚拟页面调入内存。
8)更新页表。
9)发生缺页中断的程序进人就绪状态。
10)恢复寄存器。
11)程序继续。

锁住页面

如果发生缺页中断，就要从磁盘上将需要的页面调入内存。如果内存没有多余的空间，就需要在现有的页面里选择一个页面进行替换。使用不同的替换算法，页面更换的顺序将各不相同。但不管使用何种算法，每个页面都存在被替换的可能。

这听上去像是一个很公平的事情。问题是有时我们需要把页面锁在内存，不想被交换出去。比如包含用于存放输入数据缓冲区的页面。 如果这个页面被替换了，输人数据来的时候就没有地方写，将造成系统效率下降。此外，如果一个页面非常重要，我们知道它将被经常访问，也可以把它锁住，从而防止不必要的页面替换。

那么怎么把页面锁在内存里呢？很简单，只需要对该页面作出特殊标记即可。即我们在页表的相应记录项里增加一项标志。如果该标志被设置缺页中断服务程序在选择被替换的页面时将跳过该页面。

页面大小

分页系统的一个考虑因素就是页面应该设计多大?如果太大，可能造成浪费。因为一个程序的最后一个页面很有可能是不满的。最好的情况是一个程序的大小正好是页面大小的整数倍；最坏的情况则是页面的整数倍多1条指令，多出来的这条指令就要占用一个页面，造成一个页面的绝大部分空间浪费。而平均情况下，最后一个页面有半个页面属于浪费。这种浪费称为内部碎片，即一个进程内部的碎片空间。这样，页面越大，内部碎片就越大，浪费就越多。

例如，如果虚拟地址空间比较稀疏，大多数地址都是非法的。这样，用大页面造成的浪费将更为明显。当然，对一般的用户程序来讲其地址空间一般是连贯的，不大可能出现断开的空间。而中间出现断开的程序，最典型的例子是编译器。编译器程序的虚拟地址空间里面有许多不连续的空间。如果被编译的程序尺寸小，则中间的很多空间都将是非法的空间。如果页面尺寸很小，则浪费倒是减少了，可以较好地容纳各种数据结构。但页表尺寸将增大，或者多级页表的层次增多。由此可见，页面大小不能随意确定，必须考虑各种参数的折中。如何找到一个合适的尺寸呢?具体来说，就是要在页表大小和内部碎片之间进行平衡。

我们既不希望内部碎片太大，又不想页表太大。那就先算一下因页表和内部碎片造成的系统消耗。假定p表示页面大小,e表示页表一个记录的大小,s 表示程序的平均尺寸，则整个系统浪费的空间可由下面的表达式计算:

其中s ·e/ p是一个程序页表所占的内存空间, p/2是一个程序平均浪费的页面空间（半个页面)。对上述表达式求极小值就可以得出页面尺寸p的最优大小为:

可变页面大小

当然，如果需要，我们也可以使用可变尺寸的页面。例如，如果我们服务的环境既有许多很大的程序，也有许多很小的程序，则使用一种固定尺寸的页面不一定是最有效率的。这个时候，我们可以考虑使用可变尺寸，即不同的程序可以使用不同的页面大小，尽可能地降低系统的空间浪费。

但是可变页面策略的缺点也十分明显，首先是操作系统对内存的管理将更为复杂。其次，我们也很难正确地判断每个程序使用何种页面尺寸最为适当。再次，可变页面尺寸也不是一定就能消除内部碎片的。因此，可变页面尺寸策略听上去动听，实际上并不中用。历史上的Multic操作系统就因为支持可变页面尺寸而受人诟病。

内存抖动

在更换页面时，如果更换的页面是一个很快就会被再次访问的页面，则在此次缺页中断后很快又会发生新的缺页中断。在最坏情况下，每次新的访问都是对一个不在内存的页面进行访问，即每次内存访问都产生一次缺页中断，这样每次内存访问皆变成一次磁盘访问，而由于磁盘访问速度比内存访问速度可以慢一百万倍，整个系统的效率急剧下降。这个现象就称为内存抖动( Trashing) (命中率太低，需要频繁访问外存，导致效率下降）。

当然，我们可以通过仔细设计页面更换算法来降低内存抖动的概率，但不能完全避免抖动。例如，如果一个系统运行着很多进程，而且进程都比较大，即每个程序所占的虚空间都较大。这样就有可能造成某个程序频繁需要的页面不能完全放在内存里，造成该程序运行时的内存抖动。又例如，虽然系统只有一个程序，但是该程序频繁访问的页面数超过物理内存的页面数，这也将造成内存抖动。
发生内存抖动时，系统的效率将与停滞差不多，几乎看不到任何进展的迹象。为什么呢?这就好像人在抽筋的时候，不大可能有心思去做成什么事情一样。如果页面不断地换出去调进来，CPU的资源将完全耗费在缺页中断上，无法进行任何有效工作。

那么我们有什么办法解决内存抖动呢?这要看是什么原因造成的抖动。
如果是因为页面替换策略失误，可以修改替换算法来解决这个问题。 如果不是页面替换策略的问题，而是因为运行的程序太多，造成至少一个程序无法同时将所有频繁访问的页面调入内存，则需要降低多道编程的度数 ! 通过减少同时运行的程序个数而使得每个程序都有足够的资源来运行而不产生抖动。例如，我们可以把其中一些进程全部交换到磁盘上，把空出来的空间给其他尚在内存的进程使用。这种降低多道编程度数的做法也称为负载平衡。

当然，有时候即使进行负载平衡也不一定能够消除内存抖动。例如，如果是一个进程的频繁访问页面数超过物理内存的页面数，即使降低多道编程度数，系统仍将抖动。这个时候解决的办法只有两个。一是终止该进程，永远不许其运行。另一个办法是增加物理内存的容量。 只要有钱，总可以买更多的内存。不过，即使这个办法也是有限度的，因为一个体系结构能够支持的内存容量总是有限度的。

比莱迪异常

前面说过，如果出现内存抖动，我们可以通过降低多道编程的度数来解决。减少同时运行的程序个数，使每个程序所占有的物理页面数增加。我们正常的思维是，给一个进程分配的物理页面数增加了，他的缺页中断数就应该减少了。但真是这样吗?答案是不一定。

我们来看一个例子。假定我们使用请求分页( demanding page)即页面只在需要的时候才调入内存，而不是在一开始就调入若干个页面。某个程序共有5个虚拟页面:0、1、2、3、4，对这5个页面的访问顺序为:0、1、2、3、0、1、4、0、1、2、3、4。假定，我们分配给该进程的物理页面数为3，页面更换策略为先来先到，即在没有多余空闲的物理页面供使用时，最先进入内存的页面被替换掉。
由于一开始在内存中没有页面，访问第0个页面将产生缺页中断。中断服务程序将该页面调入内存。访问第1、第2页面时情况一样。各发生一次缺页中断，但无需更换页面。访问页面3时就有问题了，必须更换页面，那么把最老的第0页面替换。这样一直访问下去，我们看到整个访问序列将产生9次缺页中断，如图所示。

如果我们分配给该进程的物理页面数增加1页到4页，按理该进程产生的缺页中断次数应该减少，但事实是，其缺页中断次数非但没有减少，反而增加了一次，到10次，如图所示。这种增加物理页面数反而导致缺页次数增加的现象就称为比菜迪异常（Belady 's anomaly) 。

这里需要提请注意的是，比莱迪异常并不能说我们就不能给进程增加物理页面数，或者增加物理页面数就一定会导致缺页中断的次数增加。事实上，比莱迪现象不是一个常见现象，而是一种异常现象。因此、只要需要我们仍然给进程增加物理页面数，而且也期望着其缺页次数随着物理页面数的增加而降低。只不过是在我们这样做的时候要注意比莱迪异常。如果我们发现在增加物理页面数后程序的效率不升反降，则有可能发生了比莱迪异常。这个时候的应对策略是继续增加物理页面数，直到该现象消失为止。

当然，我们也可以改变页面替换算法来避免比莱迪异常。例如，先进先出算法或工作集算法即可避免比莱迪异常。

知识点

分页管理解决的问题-----外部碎片/程序大小
分页管理的过程-----虚拟页/物理页大小相等(方便替换）-----地址翻译（页表）
分页管理的缺点-----空间(反转页表，多级页表）------时间（快表）
锁住页面----往页表里加信息
页面大小设计
内存抖动-----扩大快表/顶级页表------换页面更换算法
比莱迪异常