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存储管理策略的基础是局部性原理——进程往往会不均匀地、高度局部化地访问主存。局部性表现为时间局部性和空间局部性两类。
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.时间局部性：是指最近被访问的存储位置，很可能不久的将来还要访问，如循环、栈等。
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.空间局部性：是指存储访问有成组的倾向，当访问了某个位置后，很可能还要访问其附近的位置，如访问数组、代码顺序执行等。
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根据局部性原理，一个作业在运行之前，没有必要把作业全部装入主存，而仅将那些当前要运行的那部分页面或段先装入主存启动运行，其余部分暂时留在磁盘上。
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程序在运行时如果它所要访问的页（段）已调入主存，便可继续执行下去；但如果程序所要访问的页（段）尚未调入主存（称为缺页或缺段），程序应利用操作系统所提供的请求调页（段）功能，将它们调入主存，以使进程能继续执行下去。如果此时主存已满，无法再装入新的页（段），则还要再利用页（段）的置换功能，将主存中暂时不用的页（段）调出至磁盘上，以便腾出足够的主存空间后，再将所要访问的页（段）调入主存，使程序继续执行下去。这样，便可使一个大的用户程序在较小的主存空间中运行，也可使主存中同时装入更多的进程并发执行。从用户角度看，该系统所具有的主存容量，将比实际主存容量大得多，人们把这样的存储器称为虚拟存储器。
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虚拟存储器具有请求调入功能和置换功能，能仅把作业的一部分装入主存便可运行作业的存储器系统，能从逻辑上对主存容量进行扩充。
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（1）请求分页系统：在分页系统的基础上，增加了请求调页功能和页面置换功能所形成的页式虚拟存储系统。
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（2）请求分段系统：在分段系统的基础上，增加了请求调段功能和分段置换功能所形成的段式虚拟存储系统。
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请求分页的页表机制是在纯分页的页表机制上形成的，由于只将应用程序的一部分调入主存，还有一部分仍在磁盘上，故需在页表中再增加若干项，如状态位、访问字段、辅存地址等供程序（数据）在换进、换出时引用。
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在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在主存时，便要产生一个缺页中断，请求操作系统将所缺页调入主存。与一般中断的主要区别在于：缺页中断在指令执行期间产生和处理中断信号，而一般中断在一条指令执行完后检查和处理中断信号。缺页中断返回到该指令的开始重新执行该指令，而一般中断则返回到该指令的下一条指令执行。
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请求分页系统中的地址转换机构是在分页系统的地址转换机构的基础上，为实现虚拟存储器而增加了某些功能后形成的，如产生和处理缺页中断、从主存中换出一页等。
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最佳（Optimal）置换算法是一种理想化的算法，性能最好，但在实际上难以实现，所以该算法通常用来评价其他算法。
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先进先出（FIFO）置换算法总是淘汰最先进入内存的页面。其算法实现简单，是一种最直观，也是性能最差的算法。
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最近最久未使用（Least Recently Used, LRU）置换算法是选择最近最久未使用的页面予以淘汰，系统在每个页面设置一个访问字段，用以记录这个页面自上次被访问以来所经历的时间T，当要淘汰一个页面时，选择T最大的页面。
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最近未用（Not Used Recently, NUR）置换算法将最近一段时间未引用过的页面换出，是一种LRU的近似算法。
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