操作系統(tǒng)教程：虛擬存儲管理

4.5虛擬存儲管理

4.5.1虛擬存儲管理的概念4.5.2請求分頁虛擬存儲管理

4.5.3請求分段虛擬存儲管理4.5.4請求段頁式虛擬存儲管理4.5.1虛擬存儲管理的概念(1)為什么要引入虛擬存儲器?虛擬存儲器的基本思路。“部分裝入、部分對換”。虛擬存儲管理的概念(2)

虛擬存儲器的定義：在具有層次結構存儲器的計算機系統(tǒng)中，采用自動實現(xiàn)部分裝入和部分對換功能，為用戶提供一個比物理主存容量大得多的，可尋址的一種“主存儲器”。

虛擬存儲管理的概念(3)

虛擬存儲器是為擴大主存而采用的一種設計技巧，它的容量與主存大小無直接關系，而受限于計算機的地址結構及可用的輔助存儲器的容量。

虛擬存儲管理的概念(4)

虛擬存儲器的概念圖

虛擬地址空間處理器虛地址存儲管理部件實地址主存輔存物理地址空間虛擬存儲管理的概念(5)

作業(yè)信息不全部裝入主存，能否保證作業(yè)的正確運行？回答是肯定的,1968年P.Denning研究了程序執(zhí)行時的局部性原理。

虛擬存儲管理的概念(6)

程序的局部性原理：指程序在執(zhí)行過程中的一個較短時間內，所執(zhí)行的指令地址或操作數(shù)地址分別局限于一定的存儲區(qū)域中。又可細分時間局部性和空間局部性。虛擬存儲管理的概念(7)

第一，程序中只有少量分支和過程調用，大都是順序執(zhí)行的指令。第二，程序包含若干循環(huán)，是由相對較少的指令組成，在循環(huán)過程中，計算被限制在程序中很小的相鄰部分中。虛擬存儲管理的概念(8)

第三，很少出現(xiàn)連續(xù)的過程調用，相反，程序中過程調用的深度限制在小范圍內，一段時間內，指令引用被局限在很少幾個過程中。第四，對于連續(xù)訪問數(shù)組之類的數(shù)據(jù)結構，往往是對存儲區(qū)域中相鄰位置的數(shù)據(jù)的操作。第五，程序中有些部分是彼此互斥的，不是每次運行時都用到的，如出錯處理程序。

虛擬存儲管理的概念(9)

實現(xiàn)虛擬存儲器必須解決好以下有關問題：

?主存輔存統(tǒng)一管理問題、

?邏輯地址到物理地址的轉換問題、

?部分裝入和部分對換問題。虛擬存儲管理的概念(10)

虛擬存儲管理主要采用以下技術實現(xiàn)：

?請求分頁虛擬存儲管理

?請求分段虛擬存儲管理

?請求段頁式虛擬存儲管理4.5.2分頁式虛擬存儲系統(tǒng)

1

分頁式虛擬存儲系統(tǒng)的硬件支撐(1)

主存管理單元MMU完成邏輯地址到物理地址的轉換功能，它接受虛擬地址作為輸入，物理地址作為輸出，直接送到總線上，對內存單元進行尋址。分頁式虛擬存儲系統(tǒng)的硬件支撐(2)

CPUMMU內存CPU把邏輯地址送至MMUMMU把物理地址送至內存MMU的位置、功能和16個4KB頁面情況下MMU的內部操作CPU送入的邏輯地址(8196)0010000000000100110000000000100MMU送出的物理地址(24580)00101100112110130001410015011160000700008101190000…頁號頁框號在主存否MMU主要功能(1)管理硬件頁表基址寄存器。(2)分解邏輯地址。(3)管理快表TLB。(4)訪問頁表。(5)發(fā)出缺頁中斷或越界中斷，并將控制權交給內核存儲管理處理。(6)設置和檢查頁表中各個特征位。2請求分頁虛擬存儲系統(tǒng)

的基本原理(1)

分頁式虛擬存儲系統(tǒng)是將作業(yè)信息的副本存放在磁盤中，當作業(yè)被調度投入運行時，不把作業(yè)的程序和數(shù)據(jù)全部裝入主存，而僅裝入立即使用的頁面，在執(zhí)行過程中訪問到不在主存的頁面時，產(chǎn)生缺頁中斷，再把它們動態(tài)地裝入。

請求分頁虛擬存儲系統(tǒng)

的基本原理(2)

怎樣才能發(fā)現(xiàn)頁面不在內存中呢?怎樣處理這種情況呢?采用的辦法是：擴充頁表的內容,增加駐留標志位和頁面輔存的地址等信息。

頁式虛擬存儲管理頁表擴展(1)

頁號駐留標志

頁框號

輔存地址其它標志

頁式虛擬存儲管理頁表擴展(2)駐留標志位(又稱中斷位)修改位（Modified）引用位（Renferenced）訪問位Linux的頁表項的主要內容PRESENT位RWFOE位USER位WT位PCD位ACCESSED位DIRTY位4M位PFN請求分頁虛存地址轉換過程(1)

邏輯空間地址主存(用戶區(qū))CPU邏輯地址快表主存(系統(tǒng)區(qū))運行進程頁表輔存缺頁中斷處理①分解地址③⑤訪問MMU②查快表③命中④不命中⑤頁表命中⑦發(fā)缺頁中斷⑧調頁⑨裝入、改表④查頁表運行進程頁表基址⑥裝入快表運行進程映象進程切換時裝入物理地址頁框

頁內地址頁號頁內地址請求分頁虛存地址轉換過程(2)

查快表有登記無登記查頁表登記入快表發(fā)缺頁中斷在主存在輔存形成絕對地址繼續(xù)執(zhí)行指令重新執(zhí)行被中斷指令恢復現(xiàn)場調整頁表和主存分配表裝入所需頁面主存有空閑塊保護現(xiàn)場有選擇調出頁面該頁是否修改未修改已修改把該頁寫回輔存相應位置操作系統(tǒng)硬件邏輯地址無請求頁式存儲管理IBM/370系統(tǒng)的VS/1，VS/2和VM/370，Honeywell6180的MULTICSUNIVAC系列70/64的VMS請求頁式虛擬存儲系統(tǒng)優(yōu)缺點

?優(yōu)點：作業(yè)的程序和數(shù)據(jù)可按頁分散存放在內存中，減少移動開銷，有效解決了碎片問題;既有利于改進主存利用率，又有利于多道程序運行。

?缺點：要有硬件支持，要進行缺頁中斷處理，機器成本增加，系統(tǒng)開銷加大。3頁面裝入策略和清除策略(1)

頁面裝入主存,有兩種策略：

?請頁式調度

?預調式調度頁面裝入策略和清除策略(2)

請頁式調度需要訪問程序和數(shù)據(jù)時，才把所在頁面裝入主存。根據(jù)局部性原理,一段時間后,缺頁中斷會下降到很低水平,程序進入相對平穩(wěn)階段。缺點是處理缺頁中斷和調頁的系統(tǒng)開銷較大，每次僅調一頁,增加了磁盤I/O次數(shù)。頁面裝入策略和清除策略(3)

預調式調度系統(tǒng)預測進程將要使用的頁面,使用前預先調入主存,每次調入若干頁面,而不是僅調一頁。一次調入多頁能減少磁盤I/O啟動次數(shù),節(jié)省尋道和搜索時間。如果調入的一批頁面中多數(shù)未被使用,則效率就很低了，可見預調頁要建立在預測的基礎上。頁面裝入策略和清除策略(4)

清除策略(1)考慮何時把一個修改過的頁面寫回輔存儲器:請頁式清除和預清除。請頁式清除是僅當一頁選中被替換,且之前它又被修改過,才把這個頁面寫回輔存。

頁面裝入策略和清除策略(5)

清除策略(2)預清除，寫出頁仍在內存中,直到頁替換算法選中一頁從內存中移出,成批地把頁面寫出，但如若剛寫出了很多頁面，在被替換前，其中大部分又被更改，預清除就毫無意義。請頁式清除，寫出一頁是在讀進新頁前進行的，要成雙操作,引起進程等待兩次I/O操作，會降低CPU使用效率。頁面裝入策略和清除策略(6)

頁緩沖策略策略如下:僅清除淘汰的頁面，并使清除操作和替換操作不必成雙進行。在頁緩沖中，淘汰了的頁面進入兩個隊列：修改頁面和非修改頁面隊列。修改頁面隊列中的頁的不時地成批寫出并加入到非修改頁面隊列;非修改頁面隊列中的頁面，當它被再次引用時回收，或者淘汰掉以作替換。4頁面分配策略：考慮因素

系統(tǒng)為進程分配主存,需考慮因素:①分給進程的空間越小,同一時間處于內存的進程就越多，至少有一個進程處于就緒態(tài)的可能性就越大②如果進程只有小部分在主存里,即使局部性很好,缺頁中斷率還會相當③因程序的局部性原理，分給進程的內存超過一定限度后，再增加內存空間,不會明顯降低進程的缺頁中斷率。頁面分配策略：固定分配

進程保持頁框數(shù)固定不變,稱固定分配;進程創(chuàng)建時,根據(jù)進程類型和程序員的要求決定頁框數(shù),只要有一個缺頁中斷產(chǎn)生,進程就會有一頁被替換。頁面分配策略：可變分配

進程分得的頁框數(shù)可變,稱可變分配;進程執(zhí)行的某階段缺頁率較高,說明目前局部性較差，系統(tǒng)可多分些頁框以降低缺頁率，反之說明進程目前的局部性較好,可減少分給進程的頁框數(shù)頁面分配策略：分析

固定分配缺少靈活性，而可變分配的性能會更好些,被許多操作系統(tǒng)采用。采用可變分配策略的困難在于操作系統(tǒng)要經(jīng)常監(jiān)視活動進程的行為和進程缺頁中斷率的情況,會增加系統(tǒng)的開銷。

頁面替換策略：局部替換和全局替換如果頁面替換算法的作用范圍是整個系統(tǒng)，稱全局頁面替換算法,它可以在運行進程間動態(tài)地分配頁框。如果頁面替換算法的作用范圍局限于本進程，稱為局部頁面替換算法,它實際上需要為每個進程分配固定的頁框。 固定分配和局部替換策略配合使用(1)

?進程分得的頁框數(shù)不變，發(fā)生缺頁中斷，只能從進程的頁面中選頁替換，保證進程的頁框總數(shù)不變。

?策略難點：應給每個進程分配多少頁框?給少了,缺頁中斷率高;給多了,使內存中能同時執(zhí)行的進程數(shù)減少，進而造成處理器和其它設備空閑。固定分配和局部替換策略配合使用(2)

采用固定分配算法，系統(tǒng)把頁框分配給進程，采用：①平均分配，②按比例分配,③優(yōu)先權分配,?？勺兎峙浜腿痔鎿Q策略配合使用

?先每個進程分配一定數(shù)目頁框,os保留若干空閑頁框,進程發(fā)生缺頁中斷時，從系統(tǒng)空閑頁框中選一個給進程,這樣產(chǎn)生缺頁中斷進程的內存空間會逐漸增大,有助于減少系統(tǒng)的缺頁中斷次數(shù)。

?系統(tǒng)擁有的空閑頁框耗盡時，會從內存中選擇一頁淘汰，該頁可以是內存中任一進程的頁面，這樣又會使那個進程的頁框數(shù)減少，缺頁中斷率上升?？勺兎峙浜途植刻鎿Q配合使用

其實現(xiàn)要點如下:(1)新進程裝入主存時，根據(jù)應用類型、程序要求，分配給一定數(shù)目頁框,可用請頁式或預調式完成這個分配。(2)產(chǎn)生缺頁中斷時,從該進程駐留集中選一個頁面替換。(3)不時重新評價進程的分配，增加或減少分配給進程的頁框以改善系統(tǒng)性能。5頁面替換策略

?頁面替換

?頁面淘汰算法

?“抖動”(Thrashing)現(xiàn)象

影響缺頁中斷率的因素(1)

假定作業(yè)p共計n頁，系統(tǒng)分配給它的主存塊只有m塊（１≤m≤n）。如果作業(yè)p在運行中成功的訪問次數(shù)為s，不成功的訪問次數(shù)為F，則總的訪問次數(shù)Ａ為：A=S+F

又定義：f=F/A影響缺頁中斷率的因素(2)

稱f為缺頁中斷率。影響缺頁中斷率f的因素有：

(1)主存頁框數(shù)。

(2)頁面大小。

(3)頁面替換算法。

(4)程序特性。影響缺頁中斷率的因素(3)

程序要將128×128的數(shù)組置“0”。分給的主存只一塊，頁面尺寸為每頁128個字，數(shù)組中的元素每行存放在一頁中。若程序如下：VarA:array[1..128]ofarray[1..128]ofinteger;forj:=1to128

fori:=1to128doA[i][j]:=0影響缺頁中斷率的因素(4)

每執(zhí)行一次Ａ[i][j]:＝０要產(chǎn)生一次缺頁中斷，總共要產(chǎn)生（128×128－1）次缺頁中斷。影響缺頁中斷率的因素(5)

如果重新編制程序如下：VarA:array[1..128]ofarray[1..128]ofinteger;fori:=1to128doforj:=1to128doA[i][j]:=0

總共產(chǎn)生（128－1）次缺頁中斷。一個理論算法(最佳替換算法)調入一頁而必須淘汰一個舊頁時，所淘汰的頁應該是以后不再訪問的頁或距現(xiàn)在最長時間后再訪問的頁。Belady算法（Optimal），可用來作為衡量各種具體算法的標準。1）隨機頁面替換算法要淘汰的頁面是由一個隨機數(shù)產(chǎn)生程序所產(chǎn)生的隨機數(shù)來確定,選擇一個不常使用的頁面會使系統(tǒng)性能較好,但這種調度算法做不到這一點,雖很簡單但效率卻低。2)先進先出頁面替換算法（FIFO)基于程序總是按線性順序來訪問物理空間這一假設。算法總是淘汰最先調入主存的那一頁，或者說在主存中駐留時間最長的那一頁（常駐的除外）。FIFO實現(xiàn)技術系統(tǒng)中設置一張具有m個元素的頁號表，它是Ｍ個數(shù)：P[0],P[1],…,P[m-1]

組成的數(shù)組，每個P[i](i=0,1,…m-1)存儲一個在主存中的頁面的頁號。用指針k指示當前調入新頁時應淘汰的那一頁在頁號表中的位置。每當調入一個新頁后，執(zhí)行P[k]:=新頁的頁號;k:=（k+1）modm;FIFO另一個實現(xiàn)算法引入指針鏈成隊列，只要把進入主存的頁面按時間的先后次序鏈接,新進入的頁面從隊尾入隊,淘汰總是從隊列頭進行。3）最近最少用頁面替換算法LRU

算法淘汰的頁面是在最近一段時間里較久未被訪問的那頁。根據(jù)程序局部性原理，那些剛被使用過的頁面，可能馬上還要被使用，而在較長時間里未被使用的頁面，可能不會馬上使用到。LRU算法實現(xiàn)：頁面淘汰隊列(1)隊列中存放當前在主存中的頁號，每當訪問一頁時就調整一次，使隊列尾總指向最近訪問的頁，隊列頭就是最近最少用的頁。發(fā)生缺頁中斷時總淘汰隊列頭所指示的頁；執(zhí)行一次頁面訪問后，需要從隊列中把該頁調整到隊列尾。LRU算法實現(xiàn)：頁面淘汰隊列(2)例：給某作業(yè)分配了三塊主存，該作業(yè)依次訪問的頁號為：4，3，0，4，1，1，2，3，2。當訪問這些頁時，頁面淘汰序列變化情況如下LRU算法實現(xiàn)：頁面淘汰隊列(3)

訪問頁號頁面淘汰序列被淘汰頁面

443430430430410413104124120312342132LRU算法實現(xiàn)：標志位法每頁設置一個引用標志位R，訪問某頁時，由硬件將頁標志位R置1，隔一定時間t將所有頁的標志R均清0。發(fā)生缺頁中斷時，從標志位R為0的頁中挑選一頁淘汰。挑選到要淘汰的頁后，也將所有頁的標志位R清0。LRU算法實現(xiàn)：多位寄存器法(1)為每個頁設置一個多位寄存器，當頁面被訪問時，對應的寄存器的最左邊位置1；每隔時間t，將r寄存器右移一位；發(fā)生缺頁中斷時，找最小數(shù)值的r寄存器對應的頁面淘汰。LRU算法實現(xiàn)：多位寄存器法(2)例如，r寄存器共有四位，頁面P0、P1、P2在T1、T2、T3時刻的r寄存器內容如下：

頁面時刻

T1T2T3P0

1000

0100 1010P1

10001100

0110P2

00001000

0100

LRU算法實現(xiàn)：多位計數(shù)器法每個頁面設置一個多位計數(shù)器，又叫最不常用頁面替換算法LFU。每當訪問一頁時，就使它對應的計數(shù)器加１。當發(fā)生缺頁中斷時，可選擇計數(shù)值最小的對應頁面淘汰，并將所有計數(shù)器全部清０。

LRU算法實現(xiàn)：多位計時器法為每個頁面設置一個多位計時器，每當頁面被訪問時，系統(tǒng)的絕對時間記入計時器。比較各頁面的計時器的值，選最小值的未使用的頁面淘汰，因為，它是最“老”的未使用的頁面。4)第二次機會頁面替換算法(1)

改進FIFO算法,把FIFO與頁表中的”引用位”結合起來使用：

?檢查FIFO中的隊首頁面(最早進入主存的頁面),如果它的”引用位”是0,這個頁面既老又沒有用，選擇該頁面淘汰;

第二次機會頁面替換算法(2)

?如果”引用位”是1,說明它進入主存較早，但最近仍在使用。把它的”引用位”清0,并把這個頁面移到隊尾，把它看作是一個新調入的頁。

?算法含義：最先進入主存的頁面，如果最近還在被使用的話,仍然有機會作為像一個新調入頁面一樣留在主存中。5）時鐘頁面替換算法(ClockPolicy)(1)

算法實現(xiàn)要點(1)：?

一個頁面首次裝入主存，其“引用位”置0。主存中的任何頁面被訪問時,”引用位”置1。淘汰頁面時,從指針當前指向的頁面開始掃描循環(huán)隊列，把遷到的”引用位”是1的頁面的”引用位”清0,跳過這個頁面;把所遷到的”引用位”是0的頁面淘汰掉,指針推進一步。時鐘頁面替換算法

(ClockPolicy)(2)

算法實現(xiàn)要點(2)：掃描循環(huán)隊列時，如果遷到的所有頁面的”引用位”為1，指針就會繞整個循環(huán)隊列一圈，把碰到的所有頁面的”引用位”清0;指針停在起始位置，并淘汰掉這一頁,然后，指針推進一步。時鐘頁面替換算法的一個例子

Page9use=1Page19Use=1Page1Use=0Page45Use=1Page191Use=1Page556Use=0Page13Use=0Page67Use=1Page33Use=1Page222Use=0下一個幀指針n012345678一個頁替換前的緩沖區(qū)狀態(tài)Page9use=1Page19Use=1Page1Use=0Page45Use=0Page191Use=1Page727Use=1Page13Use=0Page67Use=1Page33Use=1Page222Use=0n012345678下一頁替換后的緩沖區(qū)狀態(tài)第1頁框時鐘頁面替換改進算法(1)把”引用位”和”修改位”結合起來使用，共組合成四種情況：(1)最近沒有被引用,沒有被修改(r=0,m=0)(2)最近被引用,沒有被修改(r=1,m=0)(3)最近沒有被引用,但被修改(r=0,m=1)(4)最近被引用過,也被修改過(r=1,m=1)時鐘頁面替換改進算法(2)

步1：選擇最佳淘汰頁面，從指針當前位置開始,掃描循環(huán)隊列。掃描過程中不改變”引用位”，把迂到的第一個r=0,m=0的頁面作為淘汰頁面。步2：如果步1失敗，再次從原位置開始，查找r=0且m=1的頁面，把把迂到的第一個這樣的頁面作為淘汰頁面，而在掃描過程中把指針所掃過的頁面的”引用位”r置0。時鐘頁面替換改進算法(3)

步3：如果步2失敗，指針再次回到了起始位置，由于此時所有頁面的”引用位”r均己為0，再轉向步1操作，必要時再做步2操作，這次一定可以挑出一個可淘汰的頁面。UNIXSVR4雙指針clock算法引用位前指針和后指針兩個指針掃描頁表的速度兩個指針之間時間間隔的選擇

一個例子，計算缺頁中斷次數(shù)和被淘汰頁面(1)假設采用固定分配策略，進程分得三個頁框,執(zhí)行中按下列次序引用5個獨立的頁面:232152453252。一個例子，計算缺頁中斷次數(shù)和被淘汰頁面(2)一個例子，計算缺頁中斷次數(shù)和被淘汰頁面(3)一個例子，計算缺頁中斷次數(shù)和被淘汰頁面(4)

性能比較OPTF(1)F(2)F(4)LRU

F(3)F(1)F(2)F(4)CLOCKF(2)F(3)F(1)F(5)F(4)FIFOF(1)F(3)F(1)F(5)F(2)F(4)計算缺頁中斷實例(1)

假設固定分配,運行FORTRAN程序,共有0.25×106次頁面引用，頁面大小為256個字。分給進程的頁框數(shù)分別為6、8、10、12和14。FIFO所產(chǎn)生的缺頁中斷基本上是Opt的2倍,Clock則比較接近于LRU。計算缺頁中斷實例(2)

051015202535403006686101214

FIFO

CLOCK

LRU

OPT分配的頁數(shù)每千次訪問的缺頁中斷數(shù)

6請求分頁虛擬存儲管理的幾個設計問題

(1)頁面大小

.從頁表大小考慮

.從主存利用率考慮

.從讀寫一個頁面所需時間考慮

最佳頁面尺寸(1)

假定S表示用戶作業(yè)程序的字節(jié)數(shù)平均長度，P表示以字節(jié)為單位的頁面長度，且有S>>P，頁表項需要e個字節(jié)。作業(yè)的頁表長度為S/P，占用了Se/P個字節(jié)的頁表空間，作業(yè)的最后一頁，浪費的主存平均為P/2字節(jié)。對一個作業(yè)而言：

浪費的存儲字=頁表使用的主存空間+內部碎片=Se/P+P/2最佳頁面尺寸(2)

頁面較小時頁表占用空間多(因Se/P較大)，頁面較大時內部碎片浪費多(因P/2較大)?，F(xiàn)對P求一階導數(shù)并令其為0，得到

-Se/P2+1/2=0

那么，可以得出最優(yōu)頁面尺寸

P=開根號2Se

時，浪費的存儲字節(jié)最少，稱P為最佳頁面尺寸。對于S=128KB，每個頁表項e=8B時，最優(yōu)頁面尺寸是1448字節(jié)

著名操作系統(tǒng)選擇的頁面尺寸Atlas為512字(每字48位)、IBM370系列機為2048或4096字節(jié)、VAX為512字節(jié)、IBMas/400為512字節(jié)、Intel486和Motorola68040為4096字節(jié)。(2)工作集模型(1)

P.J.Denning認為，應該將處理機調度和主存管理結合起來進行考慮，并在1968年提出了工作集模型。工作集模型(2)

?工作集--“在未來的時間間隔內，一個進程運行時所需訪問的頁面集”。工作集模型(3)

時間過渡工作集過渡工作集第2個工作集第1個工作集過渡工作集第3個工作集第4個工作集工作集頁面數(shù)工作集的演變過程(1)

工作集的演變過程(2)作業(yè)占用的主存塊數(shù)目小于工作集，運行中會不斷出現(xiàn)缺頁中斷，為保證作業(yè)有效運行，應該根據(jù)工作集大小分給它主存塊，以保證工作集中所需要的頁面能夠進入主存。為了避免系統(tǒng)發(fā)生抖動，就應該限制系統(tǒng)內的作業(yè)數(shù)，使它們的工作集總尺寸不超過主存塊總數(shù)。工作集和工作集窗口(1)

用W(t,△)表示從時刻t-△到時刻t之間所訪問的不同頁面的集合，t是進程實際耗用的時間,可以通過執(zhí)行的指令周期來計算;△是時間窗口尺寸,通過窗口來觀察進程的行為。W(t,△)就是作業(yè)在時刻t的工作集,表示在最近△個實際時間單位內進程所引用過的頁面的集合;工作集和工作集窗口(2)

∣W(t,△)∣表示工作集中的頁面數(shù)目,稱工作集尺寸。如果系統(tǒng)能隨∣W(t,△)∣的大小來分配主存塊，就既能有效利用主存，又可使缺頁中斷盡量少地發(fā)生,或者說程序要有效運行，其工作集必須在主存中。

工作集和工作集窗口(3)

工作集W是t的函數(shù)，隨時間不同，工作集也不同。其一是不同時間的工作集包含的頁面數(shù)可能不同；其二是不同時間的工作集包含的頁面可能不同。工作集W又是工作集窗口尺寸△的函數(shù)，而且工作集尺寸∣W（t，△）∣是工作集窗口尺寸△的非遞減函數(shù)。

24151823241718241817171524172418241524181523182423172418172418182417181715172415172424171824241524181524231815242318172423181724****151718241517**18241724152418152423181524*17242318*****15171824****24152418152423181524*1724231815**********5234窗口大小頁面訪問序列工作集和工作集窗口(4)正確選擇工作集窗口尺寸如果△過大，甚至把作業(yè)地址空間全包括在內，就成了實存管理;如果△過小，則會引起頻繁缺頁,降低了系統(tǒng)的效率。通過工作集概念來指導確定駐留集的大小(1)監(jiān)視每個進程的工作集。

(2)定期地從一個進程駐留集中刪去那些不在工作集中的頁。

(3)僅當一個進程的工作集在主存即駐留集包含了它的工作集時，進程才能執(zhí)行。

頁面故障率是分配頁框數(shù)的函數(shù)

頁面故障率（PageFaultFrequency）包括LRU在內的一大類頁面替換算法的故障率隨著分配的頁框數(shù)的增加而減少PFF試圖把頁面故障率保持在一個可接受的范圍內。(3)頁面交換區(qū)替換算法要挑選頁面淘汰出主存，但被淘汰出去的頁面可能很快使用，又要被重新裝入主存。操作系統(tǒng)必須保存被淘汰的頁面,例如UNIX使用交換區(qū)臨時保存頁面，系統(tǒng)初始化時,保留一定盤空間作交換區(qū)。(4)鎖定主存頁

如果采用全局替換策略，鎖住正在做I/O操作的內存頁面，保證它不被移出，可以在頁表項中增加鎖定位來做到這一點。另一種解決方法是在核心內的緩沖區(qū)完成I/O，然后，把數(shù)據(jù)復制到用戶的頁面。(5)寫時復制(1)寫時復制(copy-on-write)是存儲管理節(jié)省物理內存(頁框)的一種頁面級優(yōu)化技術,已被UNIX和Windows等采用，能減少主存頁面內容的復制操作,減少相同內容頁面在主存的副本數(shù)目。(5)寫時復制(2)

原始數(shù)據(jù)原始數(shù)據(jù)原始數(shù)據(jù)進程地址空間物理地址空間原始數(shù)據(jù)原始數(shù)據(jù)原始數(shù)據(jù)進程地址空間物理地址空間原始數(shù)據(jù)原始數(shù)據(jù)原始數(shù)據(jù)進程地址空間原始數(shù)據(jù)原始數(shù)據(jù)原始數(shù)據(jù)進程地址空間頁面2副本頁面1頁面2頁面3頁面1頁面2頁面34.5.3請求分段虛擬存儲系統(tǒng)

分段式虛擬存儲系統(tǒng)把作業(yè)的所有分段的副本都存放在輔助存儲器中，當作業(yè)被調度投入運行時，首先把當前需要的一段或幾段裝入主存，在執(zhí)行過程中訪問到不在主存的段時再把它們裝入。段式虛擬存儲管理的段表擴展(1)

段號擴充位主存始址特征存取權限輔存始址標志限長

段式虛擬存儲管理的段表擴展(2)

特征位:00(不在內存)；01(在內存)；11(共享段)；存取權限:0