在检索块表和页表时，对于写指令，还须将修改位置成“1”。
5.2.2 请求分页中的内存分配
1.最小物理块数的确定
这里所说的最小物理块数，是指能保证进程正常运行所需的最小物理块数。进程应获得的最少物理块数与计算机的硬件结构有关，取决于指令的格式、功能和寻址方式。
2.内存分配策略
在请求分页系统中，可采取两种内存分配策略，即固定和可变分配策略。在进行置换时，也可采取两种策略，即全局置换和局部置换。于是可组合出以下三种适用的策略。
1）固定分配局部置换。
所谓固定分配，是指为每个进程分配一定数目的物理块，在整个运行期间都不再改变。所谓局部置换，是指如果进程在运行中发现缺页，则只能从分配给该进程的 n 个页面中选出一个页换出，然后再调入一页，以保证分配给该进程的内存空间不变。实现这种策略的困难在于：应为每个进程分配多少个物理块难以确定。
2）可变分配全局置换。
所谓可变分配，是指先为系统中的每个进程分配一定数目的物理块，在进程运行期间，可根据情况做适当的增加或减少。所谓全局置换，是指当进程发现缺页时，则将 OS 所保留的空闲物理块(一般组织为一个空闲物理块队列)取出一块分配给该进程，或者以所有物理块为标的，选择一块换出，然后将所缺之页调入。
在采用这种策略时，凡产生缺页(中断)的进程，都将获得新的物理块，仅当空闲物理队列中的物理块用完时，OS 才能从内存中选择一页调出，而被选择调出的页所属的进程拥有的物理块就会减少，导致其缺页率增加。
3）可变分配局部置换。
该策略为每个进程分配一定数目的物理块，但当某进程发现缺页时，只允许从该进程在内存的页面中选出一页换出，这样就不会影响其它进程的运行。如果进程在运行中频繁地发生缺页中断，则系统须再为该进程分配若干附加的物理块，直至该进程的缺页率减少到适当程度为止；反之，若一个进程在运行过程中的缺页率特别低，则此时可适当减少分配给该进程的物理块数，但不应引起其缺页率的明显增加。
3.物理块分配算法
在采用固定分配策略时，如何分配物理块采用以下算法：
1）平均分配算法。
2）按比例分配算法，即根据进程的大小按比例分配物理块的算法。
3）考虑优先权的分配算法。通常采取的方法是把内存中可供分配的所有物理块分成两部分：一部分按比例地分配给各进程；另一部分则根据各进程的优先权进行分配。
5.2.3 页面调入策略
1.何时调入页面
1）预调页策略。一次调入若干个相邻的页。
①可用于进程的首次调入时。②在采用工作集的系统中使用。
2）请求调页策略。
进程在运行中提出缺页请求时调入。这种策略每次仅调入一页，故须花费较大的系统开销，增加了磁盘 I/O 的启动频率。
2.从何处调入页面
通常，由于对换区是采用连续分配方式，而文件区是采用离散分配方式，故对换区的磁盘 I/O 速度比文件区的高。
1）系统拥有足够的对换区空间，这时可以全部从对换区调入所需页面，以提高调页速度。为此，在进程运行前，便须将与该进程有关的文件从文件区拷贝到对换区。
2）系统缺少足够的对换区空间，这时凡是不会被修改的文件都直接从文件区调入；但对于那些可能被修改的部分，在将它们换出时，便须调到对换区，以后需要时，再从对换区调入。
3）UNIX 方式。凡是未运行过的页面，都应从文件区调入。而对于曾经运行过但又被换出的页面，由于是被放在对换区，因此在下次调入时，应从对换区调入。
3.页面调入过程
每当程序所要访问的页面未在内存时(存在位为“0”)，便向 CPU 发出一缺页中断，中断处理程序首先保留 CPU 环境，分析中断原因后转入缺页中断处理程序。该程序通过查找页表，得到该页在外存的物理块后，如果此时内存能容纳新页，则启动磁盘 I/O 将所缺之页调入内存，然后修改页表。如果内存已满，则须先按照某种置换算法从内存中选出一页准备换出；如果该页未被修改过(修改位为“0”)，可不必将该页写回磁盘；但如果此页已被修改(修改位为“1”)，则必须将它写回磁盘，然后再把所缺的页调入内存，并修改页表中的相应表项，置其存在位为“1”，并将此页表项写入快表中。在缺页调入内存后，利用修改后的页表，去形成所要访问数据的物理地址，再去访问内存数据。整个页面的调入过程对用户是透明的。
4.缺页率
如果在进程的运行过程中，访问页面成功(即所访问页面在内存中)的次数为S，访问页面失败(即所访问页面不在内存中，需要从外存调入)的次数为F，则该进程总的页面访问次数为A = S + F，那么该进程在其运行过程中的缺页率即为
f=F/A
缺页率受以下因素的影响：
1）页面大小。
2）进程所分配物理块的数目。
3）页面置换算法。因此缺页率是衡量页面置换算法的重要指标。
4）程序固有特性。
事实上，在缺页处理时，选择被置换页面还需要考虑置换的代价，如页面是否被修改过。
5.3 页面置换算法
把内存已无空闲空间时选择换出页面的算法称为页面置换算法(Page-Replacement Algorithms)。不适当的算法可能会导致进程发现“抖动”，即刚被换出的页很快又要被访问，需要将它重新调入，可能会出现频繁地更换页面，以致一个进程在运行中把大部分时间都花费在页面置换工作上。
一个好的页面置换算法，应具有较低的页面更换频率。
5.3.1 最佳置换算法和先进先出置换算法
最佳置换算法是一种理想化的算法，通常使用最佳置换算法作为标准，来评价其它算法的优劣。先进先出置换算法是最直观的算法，由于与通常页面的使用规律不服，可能是性能最差的算法，故实际应用极少。
1.最佳(Optimal)置换算法
其所选择的被淘汰页面，将是以后永不使用的，或许是在最长(未来)时间内不再被访问(即下一次访问时间最晚)的页面。采用最佳置换算法，通常可保证获得最低的缺页率。
假定系统为某进程分配了三个物理块，并考虑有以下的页面好引用串：
7,0,1,2,0,3,0,4，2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1
置换图如下：
每次把最长（未来）时间内不在访问的页面置换出
7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1 7 7 7 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 7 7 7 0 0 0 0 0 0 4 4 4 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 3 3 3 3 3 3 3 3 1 1 1 1 1 1 1 + + + + + + + +
置换次数是6次，前三次不是置换，只是缺页
缺页中断次数9，缺页率9/20
2.先进先出(FIFO)页面置换算法
总是淘汰最先进入内存的页面，即选择在内存中驻留时间最久的页面予以淘汰。
FIFO 置换算法性能之所以较差，是因为它所依据的条件是各个页面调入内存的时间，而页面调入的先后并不能反映页面的使用情况。
假定系统为某进程分配了三个物理块，并考虑有以下的页面好引用串：
7,0,1,2,0,3,0,4，2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1
置换图如下：
置换出最先进入内存的页面，置入放在最底了，这样最顶就是最先进入内存
当不需要置换时，保持不变。
7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1 7 7 7 0 0 1 2 3 0 4 2 2 2 3 0 0 0 1 2 7 0 0 1 1 2 3 0 4 2 3 3 3 0 1 1 1 2 7 0 1 2 2 3 0 4 2 3 0 0 0 1 2 2 2 7 0 1 + + + + + + + + + + + + + + +
置换次数是12次，前三次不是置换，只是缺页
缺页中断次数15，缺页率15/20
5.3.2 最近最久未使用和最少使用置换算法
1.LRU(Least Recently Used) 置换算法的描述
最近最久未使用(LRU)的页面置换算法，是根据页面调入内存后的使用情况进行决策的。即选择最近最久未使用的页面予以淘汰。该算法赋予每个页面一个访问字段，用来记录一个页面自上次被访问以来所经历的时间 t，当须淘汰一个页面时，选择现有页面中其 t 值最大的，即最近最久未使用的页面予以淘汰。
最佳置换算法是从“向后看”的观点出发的，即它是依据以后各页的使用情况；而 LRU 算法则是“向前看”的，即根据各页以前的使用情况来判断，而页面过去和未来的走向之间并无必然的联系。
2.LRU 置换算法的硬件支持
1）寄存器。
为每个在内存中的页面配置一个移位寄存器，可表示为
R=Rn-1Rn-2Rn-3…R2R1R0
当进程访问某物理块时，要将相应寄存器的 Rn－1 位置成 1。此时，定时信号将每隔一定时间(例如 100 ms)将寄存器右移一位。如果我们把 n 位寄存器的数看做是一个整数，那么，具有最小数值的寄存器所对应的页面，就是最近最久未使用的页面。
2）栈。
可利用一个特殊的栈来保存当前使用的各个页面的页面号。每当进程访问某页面时，便将该页面的页面号从栈中移出，将它压入栈顶。因此，栈顶始终是最新被访问页面的编号，而栈底则是最近最久未使用页面的页面号。
假定系统为某进程分配了三个物理块，并考虑有以下的页面好引用串：
7,0,1,2,0,3,0,4，2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1
置换图如下：
置换出最进未使用入的页面，置入放在最底了，这样最顶就是最近最久未使用的页面
当不需要置换是，也需把新页面放在最底，保证了最底层是最近最久使用的页面。
7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,7,0,1 7 7 7 0 1 2 2 3 0 4 2 2 0 3 3 1 2 0 1 7 0 0 1 2 0 3 0 4 2 3 0 3 2 1 2 0 1 7 0 1 2 0 3 0 4 2 3 0 3 2 1 2 0 1 7 0 1 + + + + + + + + + + + +
置换次数是9次，前三次不是置换，只是缺页
缺页中断次数12，缺页率12/20
3.最少使用 LFU 置换算法
该算法用移位寄存器方式。每次访问某页时，便将该移位寄存器的最高位置 1，再每隔一定时间(例如 100 ms)右移一次。LFU 置换算法的页面访问图与 LRU 置换算法的访问图完全相同；或者说，利用这样一套硬件既可实现 LRU 算法，又可实现 LFU 算法。但 LRU 算法是根据将 n 位看作一个整数找到最近最久未使用的页面，而 LFU 算法的在最近一段时间使用最少的页面将是∑Ri 最小的页。
应该指出，LFU 算法并不能真正反映出页面的使用情况，因为在每一时间间隔内，只是用寄存器的一位来记录页的使用情况，因此，在该时间间隔内，对某页访问一次和访问 1000 次是完全等效的。
5.3.3 Clock 置换算法
虽然 LRU 算法是较好的一种算法，但由于它要求有较多的硬件支持，故在实际应用中，大多采用 LRU 的近似算法。Clock 算法就是用得较多的一种 LRU 近似算法。
1.简单的 Clock 置换算法。
只需为每页设置一位访问位，再将内存中的所有页面都通过链接指针链接成一个循环队列。当某页被访问时，其访问位被置 1。置换算法在选择一页淘汰时，只需检查页的访问位。如果是 0，就选择该页换出；若为 1，则重新将它置 0，暂不换出，而给该页第二次驻留内存的机会，再按照 FIFO 算法检查下一个页面。该算法是循环地检查各页面的使用情况的。又把该算法称为最近未用算法 NRU。
2.改进型 Clock 置换算法
在改进型 Clock 算法中，除须考虑页面的使用情况外，还须再增加一个因素，即置换代价，这样，选择页面换出时，既要是未使用过的页面，又要是未被修改过的页面。把同时满足这两个条件的页面作为首选淘汰的页面。由访问位 A 和修改位 M 可以组合成下面四种类型的页面：
1 类(A=0，M=0)：表示该页最近既未被访问，又未被修改，是最佳淘汰页。
2 类(A=0，M=1)：表示该页最近未被访问，但已被修改，并不是很好的淘汰页。
3 类(A=1，M=0)：表示该页最近已被访问，但未被修改，该页有可能再被访问。
4 类(A=1，M=1)：表示该页最近已被访问且被修改，该页可能再被访问。
在内存中的每个页必定是这四类页面之一，在进行页面置换时，与简单 Clock 算法差别在于该算法须同时检查访问位与修改位，以确定该页是四类页面中的哪一种。其执行过程可分成以下三步：
1）从指针所指示的当前位置开始，扫描循环队列，寻找 A=0 且 M=0 的第一类页面，将所遇到的第一个页面作为所选中的淘汰页。在第一次扫描期间不改变访问位 A。
2）如果第一步失败，即查找一周后未遇到第一类页面，则开始第二轮扫描，寻找 A=0 且 M=1 的第二类页面，将所遇到的第一个这类页面作为淘汰页。在第二轮扫描期间，将所有扫描过的页面的访问位都置 0。
3）如果第二步也失败，亦即未找到第二类页面，则将指针返回到开始的位置，并已将所有的访问位复 0。然后重复第一步，如果仍失败，必要时再重复第二步，此时就一定能找到被淘汰的页。
该算法与简单 Clock 算法比较，可减少磁盘的 I/O 操作次数。但为了找到一个可置换的页，可能须经过几轮扫描。换言之，实现该算法本身的开销将有所增加。
5.3.4 页面缓冲算法 PBA
1.影响页面换进换出效率的若干因素
1）页面置换算法。
2）写回磁盘的频率。对于已经被修改过的页面，在将其换出时，应当写回磁盘。
但如果在系统中已建立了一个已修改换出页面的链表，则对每一个要被换出的页面(已修改)，系统可暂不把它们写回磁盘，而是将它们挂在已修改换出页面的链表上，仅当被换出页面数目达到一定值时，例如64个页面，再将它们一起写回到磁盘上，这样就显著减少了磁盘 I/O的操作次数。或者说，减少已修改页面换出的开销。
3）读入内存的频率。在设置了已修改换出页面链表后，在该链表上就暂时有一批装有数据的页面，如果有进程在这批数据还未写回磁盘时需要再次访问这些页面时，就不需从外存上调入，而直接从已修改换出页面链表中获取，这样也可以减少将页面从磁盘读入内存的频率，减少页面换出的开销。
2.页面缓冲算法 PBA
PBA 算法特点：① 显著地降低了页面换进、换出的频率。② 正是由于换入换出的开销大幅度减小，才能使其可采用一种较简单的置换策略，如先进先出(FIFO)算法。
介绍VAX/VMS操作系统所使用的页面缓冲算法。在该系统中内存分配策略上采用了可变分配和局部置换方式，同时在内存中设置了两个链表：
1）空闲页面链表。
实际上是一个空闲物理块链表。当进程需要读入一个页面时，便可利用空闲物理块链表中的第一个物理块来装入该页。当有一个未被修改的页要换出时，而是把它们所在的物理块挂在空闲链表表尾。
2）修改页面链表。
是由已修改的页面所形成的链表。当进程需要将一个已修改的页面换出时，系统并不立即把它换出到外存上，而是将它所在的物理块挂在修改页面链表的末尾。当达到一定数量时，再将它们一起写回磁盘。
5.3.5 访问内存的有效时间
在请求分页管理方式中，内存有效访问时间不仅要考虑访问页表和访问实际物理地址数据的时间，还必须考虑缺页中断的处理时间。
1）被访问页在内存中，且其对应的页表项在快表中。
2）被访问页在内存中，且其对应的页表项不在快表中。
3）被访问页不在内存中，即需要进行缺页中断处理。
事实计算时还要考虑快表命中率和页面缺页率的因素。
5.4 “抖动”与工作集
5.4.1 多道程序度与“抖动”
1.多道程序度与处理机的利用率
随着多道程序度的增大，处理机的利用率先上升后下降。当多道程序度过高时，会发生“抖动”。
2.产生“抖动”的原因
根本原因是，同时在系统中运行的进程太多，由此分配配给每一个进程的物理块太少，不能满足进程正常运行的基本要求，致使每个进程在运行时，频繁地出现缺页，必须请求系统将所缺之页调入内存。造成每个进程的大部分时间都用于页面的换进/换出，而几乎不能再去做任何有效的工作，从而导致发生处理机的利用率急剧下降并趋于0的情况。
5.4.2 工作集
1.工作集的基本概念
进程发生缺页率的时间间隔与进程所获得的物理块数有关(即成反比)。
基于程序运行时的局部性原理得知，程序在运行期间，对页面的访问时不均匀的，在一段时间内仅局限于较少的页面。这些页面被称为活跃页面。
2.工作集的定义
所谓工作集，是指在某段时间间隔Δ里，进程实际所要访问页面的集合。具体地说，把某进程在时间 t 的工作集记作 w(t, Δ)，其中的变量 Δ 称为工作集的“窗口尺寸”。可将工作集的定义为，进程在时间间隔 (t-Δ, t) 中引用页面的集合。
工作集是窗口尺寸 Δ 的非降函数。即 w(t, Δ) ⊆ w(t, Δ+1)。
