先说明一下处理缺页错误的过程：
分页硬件在通过页表转换地址时会注意到无效位被设置，从而陷入操作系统，这种陷阱是因为操作系统未能将所需要的页面调入内存引起的。
处理缺页错误：
1、检查这个进程的内部表，确定该引用是否为有效的内存访问（可以理解为这个内存能被当前进程使用），如果无效那么直接终止进程；如果有效但是尚未调入页面，就将该页面调入内存。
2、然后从空闲帧链表上找到一个空闲帧。
3、调度磁盘将进程所需要的内存读入页帧中，
4、磁盘读取完成，修改页表，使空闲帧对应到该页号上。并且修改页表有效-无效位 为有效。
注意页表中的一些标志位：
修改位：如果有效为位1，表明被修改，那么替换页面时需要将内存写入磁盘中；如果为0，表明未被修改，那么使用页面替换算法直接释放
保护位：可以标记为只读，写。
有效-无效位：i：表示逻辑页号不对应物理页帧，为V表示有对应的物理页帧
页面替换算法：
FIFO:算法
操作系统总时替换出在内存中停留时间最久的页面，可以用一个指针来指向这个位置（开销很小，可以使用一个队列来实现，每次缺页时移出末尾的页面，再队列头添加新的页面，未发生缺页错误就不需要对队列进行操作）
LRU算法：操作系统总时替换在内存中最久没有使用的页面：我么可以使用链表来实现这个算法，表头表示的是最近被使用的页面，表尾表示最久没被使用的页面，每一次不管是否发生缺页，都需要对这个链表进行从新增删改查，来保证每一次的链表都是我们需要的（开销太大）
近似LRU算法：我们在页表中添加一个引用位clock，当clock为1时，不能移出，当clock为0时，表明可以移除
procedure t: {
指针p：指向当前的页面
p = 0;//指向初始位置
boolean ：标志位clock
进程包含的所有页面组成的循环链表：linklist//当进程在运行时，链表存在，进程结束时，链表也消失
while(进程运行){
if(p.clock == 1){
p.clock = 0;
p++;//指针指向下一个
}
if(p.clock == 0){
删除p指向的页面并且在p处添加新的页面；
p.clock = 1;
p++;
}
}
}
近似LRU增强算法：将修改位和引用位合起来作为是否替换条件：当（修改位，引用位） = （0，0）时表明可以替换
procedure t: {
指针p：指向当前的页面
p = 0;//指向初始位置
boolean ：标志位clock
boolean : 修改位m
进程包含的所有页面组成的循环链表：linklist//当进程在运行时，链表存在，进程结束时，链表也消失
while(进程运行){
if(p.(clock,m) == (0,0)){
删除p指向的页面并且在p处添加新的页面；
p.(clock,m) = (1,0);
p++;
}
if(p.(clock,m) == (0,1)){
p.(clock,m) = (0,0);
p++;
}
if(p.(clock,m) == (1,0)){
p.(clock,m) = (0,0);
p++;
}
if(p.(clock,m) == (1,1)){
p.(clock,m) = (0,1);
p++;
}
if(修改页面){
p.(clock,m) = (1,1);
p++
}
if(读页面){
p.(clock,m) = (1,0);
p++;
}
}
}
页面缓冲算法：操作做系统保留一个空闲帧池。
当发生缺页错误时，所需要的页面就读取空闲帧，并且将替换的牺牲帧放入缓冲池，在调页空闲时期将缓冲池中的牺牲帧中的内容写入（如果页表上的修改位为1）磁盘中（减少了操作系统的调页时直接访问磁盘的过程，提高了调页效率）.
第二种方法：将牺牲帧中的内容写入磁盘，但是不释放帧中的内容，因为进程有可能调用之前的页，这样就将缓冲池中的帧直接写入内存，减少了（从磁盘读取数据的操作）。
以上均为局部页面置换算法，都是在单个进程内部进行的页面替换操作，但是操作系统在运行过程中不同的进程可以并行并发执行，这样对页面的替换就不会仅仅局限于单个进程中
下面我们学习全局置换算法：我们规定一个工作集和一个常驻集。工作集表明当前程序需要访问的Δ个页面，常驻集表明操作系统正在使用的页面。
工作集：WS(Δ，t) = {} 工作集不断移动，操作系统替换出不在工作集中的页面
动态工作集页面替换算法：如下图，我们规定一个阈值windows size = 2，我们使用两次缺页中断的差值（表明两次中断之间有多少次没有中断）和阈值比较，如果比阈值大，那么将不再当前工作集的页面换出，并且重置工作集的大小，如果比阈值小，那么将缺的页换入工作集并且重置工作集的大小。
以上就是本文的全部内容，希望对大家的学习有所帮助，也希望大家多多支持北冥有鱼。
