局部与全局页面替换

一次扫描可能把别人的热页推远 ​

P反复用a、b；Q随后扫描此前没用过的z、w、u、v。全局LRU只看全机最近顺序，Q每访问一张新页，都可能让P的a、b显得更旧。即使P下次回来马上还要用它们，过去的全局顺序也不知道这个未来。

固定局部配额把影响限制在本进程内部。Q的扫描会反复替换自己的两帧，P的a、b可留在P的两帧中。代价是配额不能及时借给更需要空间的进程；隔离和共享不是同一个优化目标。

十二步轨迹，逐一交出受害者 ​

使用交错序列

Pa, Pb, Qx, Qy, Pa, Pb, Qz, Qw, Qu, Qv, Pa, Pb。

下表“缺页→某页”表示缺页且淘汰该页；“缺页→空”表示使用空闲帧。局部行分别维持各进程自己的LRU顺序。

前6步两者相同。第6步后，全局从旧到新为 Qx,Qy,Pa,Pb；第8步后变成 Pa,Pb,Qz,Qw；第9、10步Q继续扫描，才把P的页挤出。最后两步P回来，产生额外两次缺页。

全局缺页10次，局部缺页8次。按进程拆开，全局是P4、Q6；局部是P2、Q6。Q的缺页数相同，差异全在P受到的跨进程干扰。只看总数能判断这条轨迹的代价，却看不出是谁承担了它。

反向例子：另一份配额空着也不能借 ​

重新从空状态开始，Q不再访问，P独自执行 a b c 四轮，共12次引用。全局4帧首次装入a、b、c后全命中，总缺页3。局部策略仍只给P2帧；每次回到一个页时，它都已成为上一轮被淘汰者，总缺页12。Q的2帧始终闲置也帮不上忙。

这个例子否定“局部替换总更好”，上一例则否定“全局LRU总更好”。两者的可用信息和限制不同，不能从单进程LRU随容量增大不多缺页的性质，直接推出一个多进程共享政策支配所有局部配额政策。全局容量变大并不等于每个进程获得了稳定的大配额。

固定轨迹比较的范围 ​

这两次实验固定了逻辑访问顺序。真实机器上，缺页会阻塞某进程，从而改变调度次序；不同策略可能生成不同的墙钟交错。要预测真实吞吐，需要把I/O队列、CPU调度与访问生成方式一同建模。本页的10比8是给定引用序列的确定结果，不是任意运行条件下的时间比。

页大小、页身份和共享处理也要一致。若P与Q都映射同一个只读页，不能在一个策略中把它算一帧、另一个策略里算两帧。脏页的淘汰成本不同，则相同缺页次数也未必对应相同I/O量。

配额可以调整，但需补上调整合同 ​

可以设计介于两端的政策：保留每进程最低保障，其余帧共享；或根据工作集估计理路工作集窗口与驻留需求Working-set model · Working set window · 工作集模型用每进程引用窗口定义工作集并逐步更新，区分历史需求、实际驻留与未来预测，处理暂停、窗口选择和共享物理页去重。动态改变目标驻留量。此时“局部”或“全局”的名称不足以复算结果，还要给出何时借帧、由谁让出、何时收回，以及配额变化是否触发立即淘汰。

给P从2帧提高到3帧，能修复第二例的周期缺页，但这第三帧若来自另一活跃进程，可能把压力转移过去。因此系统判断不只需要某个受益进程的缺页曲线，还要知道全体活跃需求是否能装进总预算。

一张完整实验记录至少包括访问序列、每次命中/缺页、被淘汰页、每进程缺页总数和最后驻留集。将本例P热页改为a、b、c而仍只给2帧，是一个有用迁移练习：配额隔离能防止Q夺帧，却不能修复P自己需求大于配额的问题。