操作系统

操作系统基础

什么是操作系统？

操作系统（Operating System，简称 OS）是管理计算机硬件与软件资源的程序，是计算机的基⽯。
操作系统本质上是⼀个运⾏在计算机上的软件程序，⽤于管理计算机硬件和软件资源。 举例：运⾏在你电脑上的所有应⽤程序都通过操作系统来调⽤系统内存以及磁盘等等硬件。
操作系统存在屏蔽了硬件层的复杂性。 操作系统就像是硬件使⽤的负责⼈，统筹着各种相关事项。
操作系统的内核（Kernel）是操作系统的核⼼部分，它负责系统的内存管理，硬件设备的管理，⽂件系统的管理以及应⽤程序的管理。内核是连接应⽤程序和硬件的桥梁，决定着系统的性能和稳定。

系统调⽤

根据进程访问资源的特点，我们可以把进程在系统上的运⾏分为两个级别：

⽤户态(user mode) : ⽤户态运⾏的进程或可以直接读取⽤户程序的数据。
系统态(kernel mode):可以简单的理解系统态运⾏的进程或程序⼏乎可以访问计算机的任何资源，不受限制。

我们运⾏的程序基本都是运⾏在⽤户态，如果我们调⽤操作系统提供的系统态级别的⼦功能就需要用到系统调用也就是说在我们运⾏的⽤户程序中，凡是与系统态级别的资源有关的操作（如⽂件管理、进程控制、内存管理等)，都必须通过系统调⽤⽅式向操作系统提出服务请求，并由操作系统代为完成。

分类：

设备管理。完成设备的请求或释放，以及设备启动等功能。
⽂件管理。完成⽂件的读、写、创建及删除等功能。
进程控制。完成进程的创建、撤销、阻塞及唤醒等功能。
进程通信。完成进程之间的消息传递或信号传递等功能。
内存管理。完成内存的分配、回收以及获取作业占⽤内存区⼤⼩及地址等功

进程和线程

进程是资源分配的最小单位

线程是CPU调度的最小单位

进程和线程的区别

进程有哪⼏种状态

创建状态(new) ：进程正在被创建，尚未到就绪状态
就绪状态(ready) ：进程已处于准备运⾏状态，即进程获得了除了处理器之外的⼀切所需资源，⼀旦得到处理器资源(处理器分配的时间⽚)即可运⾏。
运⾏状态(running) ：进程正在处理器上上运⾏(单核 CPU 下任意时刻只有⼀个进程处于运⾏状态)。
阻塞状态(waiting) ：⼜称为等待状态，进程正在等待某⼀事件⽽暂停运⾏如等待某资源为可⽤或等待 IO 操作完成。即使处理器空闲，该进程也不能运⾏。
结束状态(terminated) ：进程正在从系统中消失。可能是进程正常结束或其他原因中断退出
运⾏。

进程间的通信⽅式和优缺点

管道/匿名管道(Pipes) ：⽤于具有亲缘关系的⽗⼦进程间或者兄弟进程之间的通信。

优点:比较简单
缺点:效率低下
有名管道(Names Pipes) : 匿名管道由于没有名字，只能⽤于亲缘关系的进程间通信。为了克服这个缺点，提出了有名管道。有名管道严格遵循先进先出(first in first out)。有名管道以磁盘⽂件的⽅式存在，可以实现本机任意两个进程通信。
信号(Signal) ：信号是⼀种比较复杂的通信⽅式，⽤于通知接收进程某个事件已经发⽣；
消息队列(Message Queuing) ：消息队列是消息的链表,具有特定的格式,存放在内存中并由消息队列标识符标识。管道和消息队列的通信数据都是先进先出的原则。与管道（⽆名管道：只存在于内存中的⽂件；命名管道：存在于实际的磁盘介质或者⽂件系统）不同的是消息队列存放在内核中，只有在内核重启(即，操作系统重启)或者显示地删除⼀个消息队列时，该消息队列才会被真正的删除。消息队列可以实现消息的随机查询,消息不⼀定要以先进先出的次序读取,也可以按消息的类型读取.⽐ FIFO 更有优势。消息队列克服了信号承载信息量少，管道只能承载⽆格式字节流以及缓冲区⼤⼩受限等缺。

优点:进程的数据放在某个内存之后就马上让进程返回
缺点:如果 a 进程发送的数据占的内存比较大，并且两个进程之间的通信特别频繁的话，消息队列模型就不大适合了
信号量(Semaphores) ：信号量是⼀个计数器，⽤于多进程对共享数据的访问，信号量的意图在于进程间同步。这种通信⽅式主要⽤于解决与同步相关的问题并避免竞争条件。

优点:解决多进程竞争内存的问题
**共享内存(Shared memory) ：**使得多个进程可以访问同⼀块内存空间，不同进程可以及时看到对⽅进程中对共享内存中数据的更新。这种⽅式需要依靠某种同步操作，如互斥锁和信号量等。可以说这是最有⽤的进程间通信⽅式。

优点:解决拷贝所消耗的时间了
缺点:多进程竞争内存的问题，就像类似于我们平时说的线程安全问题
套接字(Sockets) : 此⽅法主要⽤于在客户端和服务器之间通过⽹络进⾏通信。套接字是⽀持 TCP/IP 的⽹络通信的基本操作单元，可以看做是不同主机之间的进程进⾏双向通信的端点，简单的说就是通信的两⽅的⼀种约定，⽤套接字中的相关函数来完成通信过程。
优点:两个相隔几千里的进程能够进行通信

线程间的同步的⽅式

线程同步是两个或多个共享关键资源的线程的并发执⾏。应该同步线程以避免关键的资源使⽤冲突。操作系统⼀般有下⾯三种线程同步方式:

**互斥量(Mutex)：**采⽤互斥对象机制，只有拥有互斥对象的线程才有访问公共资源的权限。因为互斥对象只有⼀个，所以可以保证公共资源不会被多个线程同时访问。⽐如 Java 中的
synchronized 关键词和各种 Lock 都是这种机制。
信号量(Semphares) ：它允许同⼀时刻多个线程访问同⼀资源，但是需要控制同⼀时刻访问此资源的最⼤线程数量
事件(Event) :Wait/Notify：通过通知操作的⽅式来保持多线程同步，还可以⽅便的实现多线程优先级的比较

线程同步/互斥的四种方式

1、临界区：通过对多线程的串行化来访问公共资源或一段代码，速度快，适合控制数据访问。在任意时刻只允许一个线程对共享资源进行访问，如果有多个线程试图访问公共资源，那么在有一个线程进入后，其他试图访问公共资源的线程将被挂起，并一直等到进入临界区的线程离开，临界区在被释放后，其他线程才可以抢占。它并不是核心对象，不是属于操作系统维护的，而是属于进程维护的。

总结下关键段：
1）关键段共初始化化、销毁、进入和离开关键区域四个函数。
2）关键段可以解决线程的互斥问题，但因为具有“线程所有权”，所以无法解决同步问题。
3）推荐关键段与旋转锁配合使用。

2、互斥对象：互斥对象和临界区很像，采用互斥对象机制，只有拥有互斥对象的线程才有访问公共资源的权限。因为互斥对象只有一个，所以能保证公共资源不会同时被多个线程同时访问。当前拥有互斥对象的线程处理完任务后必须将线程交出，以便其他线程访问该资源。

总结下互斥量Mutex：
1）互斥量是内核对象，它与关键段都有“线程所有权”所以不能用于线程的同步。
2）互斥量能够用于多个进程之间线程互斥问题，并且能完美的解决某进程意外终止所造成的“遗弃”问题。
3、信号量：信号量也是内核对象。它允许多个线程在同一时刻访问同一资源，但是需要限制在同一时刻访问此资源的最大线程数目

在用CreateSemaphore()创建信号量时即要同时指出允许的最大资源计数和当前可用资源计数。一般是将当前可用资源计数设置为最大资源计数，每增加一个线程对共享资源的访问，当前可用资源计数就会减1 ，只要当前可用资源计数是大于0 的，就可以发出信号量信号。但是当前可用计数减小到0 时则说明当前占用资源的线程数已经达到了所允许的最大数目，不能在允许其他线程的进入，此时的信号量信号将无法发出。线程在处理完共享资源后，应在离开的同时通过ReleaseSemaphore （）函数将当前可用资源计数加1 。在任何时候当前可用资源计数决不可能大于最大资源计数。

4、事件对象： **通过通知操作的方式来保持线程的同步，**还可以方便实现对多个线程的优先级比较的操作

总结下事件Event
1）事件是内核对象，事件分为手动置位事件和自动置位事件。事件Event内部它包含一个使用计数（所有内核对象都有），一个布尔值表示是手动置位事件还是自动置位事件，另一个布尔值用来表示事件有无触发。
2）事件可以由SetEvent()来触发，由ResetEvent()来设成未触发。还可以由PulseEvent()来发出一个事件脉冲。
3）事件可以解决线程间同步问题，因此也能解决互斥问题。

进程的调度算法

先到先服务(FCFS)调度算法 : 从就绪队列中选择⼀个最先进⼊该队列的进程为之分配资源，使它⽴即执⾏并⼀直执⾏到完成或发⽣某事件⽽被阻塞放弃占⽤ CPU 时再重新调度。
短作业优先(SJF)的调度算法 : 从就绪队列中选出⼀个估计运⾏时间最短的进程为之分配资源，使它⽴即执⾏并⼀直执⾏到完成或发⽣某事件⽽被阻塞放弃占⽤ CPU 时再重新调度。
时间⽚轮转调度算法 : 时间⽚轮转调度是⼀种最古⽼，最简单，最公平且使⽤最⼴的算法，⼜称 RR(Round robin)调度。每个进程被分配⼀个时间段，称作它的时间⽚，即该进程允许
运⾏的时间。
多级反馈队列调度算法 ：前⾯介绍的⼏种进程调度的算法都有⼀定的局限性。如短进程优先的调度算法，仅照顾了短进程⽽忽略了⻓进程。多级反馈队列调度算法既能使⾼优先级的作业得到响应⼜能使短作业（进程）迅速完成。，因⽽它是⽬前被公认的⼀种较好的进程调度算法，UNIX 操作系统采取的便是这种调度算法。
优先级调度 ：为每个流程分配优先级，⾸先执⾏具有最⾼优先级的进程，依此类推。具有相同优先级的进程以 FCFS ⽅式执⾏。可以根据内存要求，时间要求或任何其他资源要求来
确定优先级。

进程的要素

进程控制块：标识信息现场信息控制信息

进程映像：静态特征-进程程序块进程数据块

动态特征-进程控制块进程核心数

进程队列：单向链接双向链接

内存管理基础

内存管理介绍

操作系统的内存管理主要负责内存的分配与回收（malloc 函数：申请内存，free 函数：释放内存），另外地址转换也就是将逻辑地址转换成相应的物理地址等功能也是操作系统内存管理做的事情。

常见的几种内存管理机制

简单分为连续分配管理⽅式和⾮连续分配管理⽅式这两种。

连续分配管理⽅式是指为⼀个⽤户程序分配⼀个连续的内存空间，常⻅的如 块式管理 。

⾮连续分配管理⽅式允许⼀个程序使⽤的内存分布在离散或者说不相邻的内存中，常⻅的如⻚式管理 和 段式管理。

块式管理 ：远古时代的计算机操系统的内存管理⽅式。将内存分为⼏个固定⼤⼩的块，每个块中只包含⼀个进程。如果程序运⾏需要内存的话，操作系统就分配给它⼀块，如果程序运⾏只需要很⼩的空间的话，分配的这块内存很⼤⼀部分⼏乎被浪费了。这些在每个块中未被利⽤的空间，我们称之为碎⽚。
⻚式管理 ：把主存分为⼤⼩相等且固定的⼀⻚⼀⻚的形式，页较⼩，相对相⽐于块式管理的划分⼒度更⼤，提⾼了内存利⽤率，减少了碎⽚。⻚式管理通过⻚表对应逻辑地址和物理地址。
段式管理 ：⻚式管理虽然提⾼了内存利⽤率，但是⻚式管理其中的⻚实际并⽆任何实际意
义。段式管理把主存分为⼀段段的，每⼀段的空间⼜要⽐⼀⻚的空间⼩很多。但是，最重要的是段是有实际意义的，每个段定义了⼀组逻辑信息，例如,有主程序段 MAIN、⼦程序段X、数据段 D 及栈段 S 等。段式管理通过段表对应逻辑地址和物理地址。
段页式管理：段⻚式管理机制结合了段式管理和⻚式管理的优点。简单来说段⻚式管理机制就是把主存先分成若⼲段，每个段⼜分成若⼲⻚，也就是说段⻚式管理机制中段与段之间以及段的内部的都是离散的

快表和多级页表

在分⻚内存管理中，很重要的两点是：

虚拟地址到物理地址的转换要快。
解决虚拟地址空间⼤，⻚表也会很⼤的问题

快表
为了解决虚拟地址到物理地址的转换速度，操作系统在⻚表⽅案基础之上引⼊了快表来加速虚
拟地址到物理地址的转换。我们可以把快表理解为⼀种特殊的⾼速缓冲存储器（Cache），其中
的内容是⻚表的⼀部分或者全部内容。作为⻚表的 Cache，它的作⽤与⻚表相似，但是提⾼了访
问速率。由于采⽤⻚表做地址转换，读写内存数据时 CPU 要访问两次主存。有了快表，有时只
要访问⼀次⾼速缓冲存储器，⼀次主存，这样可加速查找并提⾼指令执⾏速度。

快表的地址转换流程：

根据虚拟地址中的⻚号查快表；2. 如果该⻚在快表中，直接从快表中读取相应的物理地址；
如果该⻚不在快表中，就访问内存中的⻚表，再从⻚表中得到物理地址，同时将⻚表中的该
映射表项添加到快表中；
当快表填满后，⼜要登记新⻚时，就按照⼀定的淘汰策略淘汰掉快表中的⼀个⻚。
看完了之后你会发现快表和我们平时经常在我们开发的系统使⽤的缓存（⽐如 Redis）很像，的
确是这样的，操作系统中的很多思想、很多经典的算法，你都可以在我们⽇常开发使⽤的各种⼯
具或者框架中找到它们的影⼦。
当快表填满后，⼜要登记新⻚时，就按照⼀定的淘汰策略淘汰掉快表中的⼀个⻚。

多级⻚表

引⼊多级⻚表的主要⽬的是为了避免把全部⻚表⼀直放在内存中占⽤过多空间，特别是那些根本
就不需要的⻚表就不需要保留在内存中。多级⻚表属于时间换空间的典型场景。

总结

为了提⾼内存的空间性能，提出了多级⻚表的概念；但是提到空间性能是以浪费时间性能为基础
的，因此为了补充损失的时间性能，提出了快表（即 TLB）的概念。不论是快表还是多级⻚表实
际上都利⽤到了程序的局部性原理，局部性原理在后⾯的虚拟内存这部分会介绍到。

分页机制和分段机制

共同点：
分⻚机制和分段机制都是为了提⾼内存利⽤率，᫾少内存碎⽚。
⻚和段都是离散存储的，所以两者都是离散分配内存的⽅式。但是，每个⻚和段中的内存是连续的。
区别：⻚的⼤⼩是固定的，由操作系统决定；⽽段的⼤⼩不固定，取决于我们当前运⾏的程
序。
分⻚仅仅是为了满⾜操作系统内存管理的需求，⽽段是逻辑信息的单位，在程序中可以
体现为代码段，数据段，能够更好满⾜⽤户的需要。

逻辑（虚拟）地址和物理地址

⽐如在 C 语⾔中，指针⾥⾯存储的数值就可以理解成为内存⾥的⼀个地址，这个地址也就是我们说的逻辑地址，逻辑地址由操作系统决定。物理地址指的是真实物理内存中地址，更具体⼀点来说就是内存地址寄存器中的地
址。物理地址是内存单元真正的地址。

CPU寻址

现代处理器使⽤的是⼀种称为 虚拟寻址(Virtual Addressing) 的寻址⽅式。使⽤虚拟寻址，CPU
需要将虚拟地址翻译成物理地址，这样才能访问到真实的物理内存。 实际上完成虚拟地址转换为
物理地址转换的硬件是 CPU 中含有⼀个被称为 内存管理单元（Memory Management Unit,
MMU） 的硬件如下图所示：

为什么要有虚拟地址空间呢？

先从没有虚拟地址空间的时候说起吧！没有虚拟地址空间的时候，程序都是直接访问和操作的都
是物理内存 。但是这样有什么问题呢？

⽤户程序可以访问任意内存，寻址内存的每个字节，这样就很容易（有意或者⽆意）破坏操
作系统，造成操作系统崩溃。
想要同时运⾏多个程序特别困难，⽐如你想同时运⾏⼀个微信和⼀个 QQ ⾳乐都不⾏。为什
么呢？举个简单的例⼦：微信在运⾏的时候给内存地址 1xxx 赋值后，QQ ⾳乐也同样给内
存地址 1xxx 赋值，那么 QQ ⾳乐对内存的赋值就会覆盖微信之前所赋的值，这就造成了微
信这个程序就会被QQ音乐占用而退出

总结来说：如果直接把物理地址暴露出来的话会带来严重问题，⽐如可能对操作系统造成伤害以
及给同时运⾏多个程序造成困难。

通过虚拟地址访问内存有以下优势

程序可以使⽤⼀系列相邻的虚拟地址来访问物理内存中不相邻的⼤内存缓冲区。
程序可以使⽤⼀系列虚拟地址来访问⼤于可⽤物理内存的内存缓冲区。当物理内存的供应量
变⼩时，内存管理器会将物理内存⻚（通常⼤⼩为 4 KB）保存到磁盘⽂件。数据或代码⻚会根据需要在物理内存与磁盘之间移动。
不同进程使⽤的虚拟地址彼此隔离。⼀个进程中的代码⽆法更改正在由另⼀进程或操作系统使⽤的物理内存。

虚拟内存

什么是虚拟内存

很多时候我们使⽤点
开了很多占内存的软件，这些软件占⽤的内存可能已经远远超出了我们电脑本身具有的物理内
存。为什么可以这样呢？正是因为 虚拟内存 的存在，通过虚拟内存可以让程序可以拥有超过系
统物理内存⼤⼩的可⽤内存空间。另外，虚拟内存为每个进程提供了⼀个⼀致的、私有的地址空
间，它让每个进程产⽣了⼀种⾃⼰在独享主存的错觉（每个进程拥有⼀⽚连续完整的内存空
间）。这样会更加有效地管理内存并减少出错。

虚拟内存是计算机系统内存管理的⼀种技术，我们可以⼿动设置⾃⼰电脑的虚拟内存。不要单纯
认为虚拟内存只是“使⽤硬盘空间来扩展内存“的技术。虚拟内存的重要意义是它定义了⼀个连续
的虚拟地址空间，并且把内存扩展到硬盘空间

维基百科中介绍：

虚拟内存 使得应⽤程序认为它拥有连续的可⽤的内存（⼀个连续完整的地址空间），⽽实
际上，它通常是被分隔成多个物理内存碎⽚，还有部分暂时存储在外部磁盘存储器上，在需
要时进⾏数据交换。与没有使⽤虚拟内存技术的系统相⽐，使⽤这种技术的系统使得⼤型程
序的编写变得更容易，对真正的物理内存（例如 RAM）的使⽤也更有效率。⽬前，⼤多数
操作系统都使⽤了虚拟内存，如 Windows 家族的“虚拟内存”；Linux 的“交换空间”等。
From:https://zh.wikipedia.org/wiki/虚拟内存

局部性原理

局部性原理是虚拟内粗技术的基础，正是因为程序运行具有局部性原理，才可以装入部分程序到内存就开始运行

早在 1968 年的时候，就有⼈指出我们的程序在执⾏的时候往往呈现局部性规律，也就是说在某
个᫾短的时间段内，程序执⾏局限于某⼀⼩部分，程序访问的存储空间也局限于某个区域。

局部性原理表现在以下两个⽅⾯：

时间局部性 ：如果程序中的某条指令⼀旦执⾏，不久以后该指令可能再次执⾏；如果某数据
被访问过，不久以后该数据可能再次被访问。产⽣时间局部性的典型原因，是由于在程序中
存在着⼤量的循环操作。
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将被访问，
即程序在⼀段时间内所访问的地址，可能集中在⼀定的范围之内，这是因为指令通常是顺序
存放、顺序执⾏的，数据也⼀般是以向量、数组、表等形式簇聚存储的。

时间局部性是通过将近来使⽤的指令和数据保存到⾼速缓存存储器中，并使⽤⾼速缓存的层次结
构实现。空间局部性通常是使⽤᫾⼤的⾼速缓存，并将预取机制集成到⾼速缓存控制逻辑中实
现。虚拟内存技术实际上就是建⽴了 “内存⼀外存”的两级存储器的结构，利⽤局部性原理实现髙
速缓存。

虚拟存储器

基于局部性原理，在程序装⼊时，可以将程序的⼀部分装⼊内存，⽽将其他部分留在外存，就可
以启动程序执⾏。由于外存往往⽐内存⼤很多，所以我们运⾏的软件的内存⼤⼩实际上是可以⽐
计算机系统实际的内存⼤⼩⼤的。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
将所需要的部分调⼊内存，然后继续执⾏程序。另⼀⽅⾯，操作系统将内存中暂时不使⽤的内容
换到外存上，从⽽腾出空间存放将要调⼊内存的信息。这样，计算机好像为⽤户提供了⼀个⽐实
际内存⼤的多的存储器——虚拟存储器

实际上，我觉得虚拟内存同样是⼀种时间换空间的策略，你⽤ CPU 的计算时间，⻚的调⼊调出
花费的时间，换来了⼀个虚拟的更⼤的空间来⽀持程序的运⾏

虚拟内存的技术实现

虚拟内存的实现需要建⽴在离散分配的内存管理⽅式的基础上。虚拟内存的实现有以下
三种⽅式：

请求分⻚存储管理 ：建⽴在分⻚管理之上，为了⽀持虚拟存储器功能⽽增加了请求调⻚功能
和⻚⾯置换功能。请求分⻚是⽬前最常⽤的⼀种实现虚拟存储器的⽅法。请求分⻚存储管理
系统中，在作业开始运⾏之前，仅装⼊当前要执⾏的部分段即可运⾏。假如在作业运⾏的过
程中发现要访问的⻚⾯不在内存，则由处理器通知操作系统按照对应的⻚⾯置换算法将相应
的⻚⾯调⼊到主存，同时操作系统也可以将暂时不⽤的⻚⾯置换到外存中。
请求分段存储管理 ：建⽴在分段存储管理之上，增加了请求调段功能、分段置换功能。请求
分段储存管理⽅式就如同请求分⻚储存管理⽅式⼀样，在作业开始运⾏之前，仅装⼊当前要
执⾏的部分段即可运⾏；在执⾏过程中，可使⽤请求调⼊中断动态装⼊要访问但⼜不在内存
的程序段；当内存空间已满，⽽⼜需要装⼊新的段时，根据置换功能适当调出某个段，以便
腾出空间⽽装⼊新的段。
请求段⻚式存储管理

请求分⻚与分⻚存储管理区别

请求分⻚存储管理建⽴在分⻚管理之上。他们的根本区别是是否将程序全部所需的全部地址空间
都装⼊主存，这也是请求分⻚存储管理可以提供虚拟内存的原因，我们在上⾯已经分析过了。
它们之间的根本区别在于是否将⼀作业的全部地址空间同时装⼊主存。请求分⻚存储管理不要求
将作业全部地址空间同时装⼊主存。基于这⼀点，请求分⻚存储管理可以提供虚存，⽽分⻚存储
管理却不能提供虚存。
不管是上⾯那种实现⽅式，我们⼀般都需要：

⼀定容量的内存和外存：在载⼊程序的时候，只需要将程序的⼀部分装⼊内存，⽽将其他部
分留在外存，然后程序就可以执⾏了；
缺⻚中断：如果**需执⾏的指令或访问的数据尚未在内存（**称为缺⻚或缺段），则由处理器通
知操作系统将相应的⻚⾯或段调⼊到内存，然后继续执⾏程序；
虚拟地址空间 ：逻辑地址到物理地址的变换。

页面置换算法

地址映射过程中，若在⻚⾯中发现所要访问的⻚⾯不在内存中，则发⽣缺⻚中断。

缺⻚中断 就是要访问的⻚不在主存，需要操作系统将其调⼊主存后再进⾏访问。在这个时候，被内存映射的⽂件实际上成了⼀个分⻚交换⽂件。

当发⽣缺⻚中断时，如果当前内存中并没有空闲的⻚⾯，操作系统就必须在内存选择⼀个⻚⾯将其移出内存，以便为即将调⼊的⻚⾯让出空间。⽤来选择淘汰哪⼀⻚的规则叫做⻚⾯置换算法，我们可以把⻚⾯置换算法看成是淘汰⻚⾯的规则。

OPT ⻚⾯置换算法（最佳⻚⾯置换算法） ：最佳(Optimal, OPT)置换算法所选择的被淘汰
⻚⾯将是以后永不使⽤的，或者是在最⻓时间内不再被访问的⻚⾯,这样可以保证获得最低的
缺⻚率。但由于⼈们⽬前⽆法预知进程在内存下的若千⻚⾯中哪个是未来最⻓时间内不再被
访问的，因⽽该算法⽆法实现。⼀般作为衡量其他置换算法的⽅法。

FIFO（First In First Out）⻚⾯置换算法（先进先出⻚⾯置换算法） : 总是淘汰最先进⼊内
存的⻚⾯，即选择在内存中驻留时间最久的⻚⾯进⾏淘汰。

LRU （Least Currently Used）⻚⾯置换算法（最近最久未使⽤⻚⾯置换算法） ：LRU算
法赋予每个⻚⾯⼀个访问字段，⽤来记录⼀个⻚⾯⾃上次被访问以来所经历的时间 T，当须
淘汰⼀个⻚⾯时，选择现有⻚⾯中其 T 值最⼤的，即最近最久未使⽤的⻚⾯予以淘汰。

LFU （Least Frequently Used）⻚⾯置换算法（最少使⽤⻚⾯置换算法） : 该置换算法选
择在之前时期使⽤最少的⻚⾯作为淘汰⻚。