Конспект лекций по курсу операционные системы 3 страница

Адресное пространство ЭВМ графически может быть изображено прямоугольником, одна из сторон которого представляет разрядность адресуемой ячейки слова процессора, а другая сторона — весь диапазон доступных адресов для этого же процессора. Диапазон доступных адресов процессора определяется разрядностью шины адреса системной шины. При этом минимальный номер ячейки памяти адрес будет равен 0, а максимальный определяется из формулы M = 2n — 1.
Для шестнадцатиразрядной шины это будет 65 535 64 К.
Компромиссом между производительностью и объемами памяти является решение использовать иерархию запоминающих устройств, то есть применять иерархическую модель памяти.

Применение иерархических систем памяти оправдывает себя вследствие двух важных факторов — принципа локальности обращений и низкого экономически выгодного соотношения стоимостьпроизводительность. Принцип локальности обращений состоит в том, что большинство программ обычно не выполняют обращений ко всем своим командам и данным равновероятно, а в каждый момент времени оказывают предпочтение некоторой части своего адресного пространства.
Иерархия памяти обычно состоит из многих уровней, но в каждый момент времени взаимодействуют только два близлежащих уровня. Минимальная единица информации, которая может присутствовать либо отсутствовать в двухуровневой иерархии, называется блоком или строкой.

Успешное или не успешное обращение к более высокому уровню называют соответственно попаданием hit или промахом miss. Попадание — есть обращение к объекту в памяти, который найден на более высоком уровне, в то время как промах означает, что он не найден на этом уровне.

Доля попаданий hit rаtе — доля обращений к данным, найденным на более высоком уровне. Доля промахов miss rate — это доля обращений к данным, которые не найдены на более высоком уровне.

Время обращения при попадании hit time есть время обращения к более высокому уровню иерархии, которое включает в себя, в частности, и время, необходимое для определения того, является ли обращение попаданием или промахом.

Потери на промах miss реnаltу есть время для замещения блока в более высоком уровне на блок из более низкого уровня плюс время для пересылки этого блока в требуемое устройство обычно в процессор.

Потери на промах далее включают в себя два компонента:
время доступа access time — время обращения к первому слову блока при промахе

время пересылки transfer time — дополнительное время для пересылки оставшихся слов блока. Время доступа связано с задержкой памяти более низкого уровня, а время пересылки — с полосой пропускания канала между устройствами памяти двух смежных уровней.

3.2. Методы управления памятью

При построении систем с иерархической памятью целью является получение максимальной производительности подсистемы памяти при ее минимальной стоимости. Эффективность той или иной системы кэш-памяти зависит от стратегии управления памятью. Стратегия управления памятью включает: метод отображения основной памяти в кэше; алгоритм взаимодействия между медленной основной и быстрой кэш-памятью; стратегии замещения информации в кэше.
Существует три основных способа размещения блоков строк основной памяти в кэше:
кэш-память с прямым отображением direct-mapped cache

полностью ассоциативная кэш-память fully associative cache.
частично ассоциативная или множественно ассоциативная, partial associative, set-associative cache кэш-память

Память с прямым отображением. В этом случае каждый блок основной памяти имеет только одно фиксированное место, на котором он может появиться в кэш-памяти. Все блоки основной памяти, имеющие одинаковые младшие разряды в своем адресе, попадают в один блок кэш-памяти. При таком подходе справедливо соотношение:
Адрес блока кэш-памяти = Адрес блока основной памяти mod Число блоков в кэш-памяти.

Этот тип памяти наиболее прост, но и наименее эффективен, так как данные из разных областей памяти могут конфликтовать из-за единственной строки кэша, где они только и могут быть размещены.

Полностью ассоциативная память

Может отображать содержимое любой области памяти в любую область кэша, но при этом крайне сложна в схемотехнике.

Частично-ассоциативный кэш

Является наиболее распространенным в данный момент среди процессорных архитектур. Характеризуется тем или иным количеством n каналов степенью ассоциативности, п-way и может отображать содержимое данной строки памяти на каждую из n своих строк. Этот вариант является разумным компромиссом между полностью ассоциативным и кэшем прямого отображения.
В современных процессорах, как правило, используется либо кэш-память с прямым отображением, либо двух- четырех- канальная множественно ассоциативная кэш-память. Например, в архитектурах К7 и К8 применяется 16-канальный частично-ассоциативный кэш L2.

Стратегия замещения информации в кэше определяет блок, подлежащий замещению при возникновении промаха. Простота при использовании кэша с прямым отображением заключается в том, что аппаратные решения здесь наиболее простые: легко реализуется сама аппаратура, легко происходит замещение данных. При замещении просто нечего выбирать — на попадание проверяется только один блок и только этот блок может быть замещен.

При полностью или частично ассоциативной организации кэш-памяти имеются несколько блоков, из которых надо выбрать кандидата в случае промаха. Как правило, для замещения блоков применяются две основные стратегии:
случайная Random — блоки-кандидаты выбираются случайно равномерное распределение. В некоторых системах используют псевдослучайный алгоритм замещения

замещается тот блок, который не использовался дольше всех LRU — Least-Recently Used. В этом случае чтобы уменьшить вероятность удаления информации, которая скоро может потребоваться, все обращения к блокам фиксируются.

Достоинство случайного способа заключается в том, что его проще реализовать в аппаратуре. Когда количество блоков увеличивается, алгоритм LRU становится все более дорогим и часто только приближенным.

Алгоритмы обмена с кэш-памятью свопинга включают следующие разновидности:

· алгоритм сквозной записи Write Through или сквозного накопления Store Through

· алгоритм простого свопинга Simple Swapping или обратной записи Write Back

· алгоритм свопинга с флагами Flag Swapping или обратной записи в конфликтных ситуациях с флагами CUX

· алгоритм регистрового свопинга с флагами FRS.

Алгоритм сквозной записи

Самый простой алгоритм свопинга. Каждый раз при появлении запроса на запись по некоторому адресу обновляется содержимое области по этому адресу как в быстрой, так и в основной памяти, даже если копия содержимого по этому адресу находится в быстром буфере. Такое постоянное обновление содержимого основной памяти, как и буфера, при каждом запросе на запись позволяет постоянно поддерживать информацию, находящуюся в основной памяти, в обновленном состоянии.

Поэтому, когда возникает запрос на запись по адресу, относящемуся к области, содержимое которой не находится в данный момент в быстром буфере, новая информация записывается просто на место блока, которое предполагается переслать в основную память без необходимости пересылки этого слова в основную память, так как в основной памяти уже находится его достоверная копия.
Алгоритм простого свопинга

Обращения к основной памяти имеют место в тех случаях, когда в быстром буфере не обнаруживается нужное слово. Эта схема свопинга повышает производительность системы памяти, так как в ней обращения к основной памяти не происходят при каждом запросе на запись, что имеет место при использовании алгоритма сквозной записи. Однако в связи с тем, что содержимое основной памяти не поддерживается в постоянно обновленном состоянии, если необходимого слова в быстром буфере не обнаруживается, из буфера в основную память надо возвратить какое-либо устаревшее слово, чтобы освободить место для нового необходимого слова. Поэтому из буфера в основную память сначала пересылается какое-то слово, место которого занимает в буфере нужное слово. Таким образом, происходят две пересылки между быстрым буфером и основной памятью.
Алгоритм свопинга с флагами

Данный алгоритм является улучшением алгоритма простого свопинга. В алгоритме простого свопинга, когда в кэш-памяти не обнаруживается нужное слово, происходит два обращения к основной памяти — запись удаляемого значения из кэша и чтение нового значения в кэш. Если слово с того момента, как оно попало в буфер из основной памяти, не подвергалось изменениям, то есть по его адресу не производилась запись оно использовалось только для чтения, то нет необходимости пересылать его обратно в основную память, потому что в ней и так имеется достоверная его копия; это обстоятельство позволяет в ряде случаев обойтись без обращений к основной памяти. Если, однако, слово подвергалось изменениям с тех пор, когда его копия была в последний раз записана обратно в основную память, то приходится перемещать его в основную память. Отслеживать изменения слова можно, пометив слово блок дополнительным флаг-битом. Изменяя значение флаг-бита при изменении слова, можно сформировать информацию о состоянии слова. Пересылать в основную память необходимо лишь те слова, флаги которых оказываются в установленном состоянии.
Алгоритм регистрового свопинга с флагами

Повышение эффективности алгоритма свопинга с флагами возможно за счет уменьшения эффективного времени цикла, что можно получить при введении регистра регистров временного хранения между кэш-памятью и основной памятью. Теперь, если данные должны быть переданы из быстрого буфера в основную память, они сначала пересылаются в регистр регистры временного хранения; новое слово сразу же пересылается в буфер из основной памяти, а уже потом слово, временно хранившееся в регистре, записывается в основную память. Действия в ЦП начинают опять выполняться, как только для этого возникает возможность. Алгоритм обеспечивает совмещение операций записи в основную память с обычными операциями над буфером, что обеспечивает еще большее повышение производительности.

Эксклюзивным называется кэш, в котором данные, хранящиеся в кэш-памяти первого уровня, не обязательно должны быть продублированы в кэшах нижележащих уровней. Инклюзивный кэш — когда любая информация, хранящаяся в кэшах высших уровней, дублируется в кэш-памяти.

3.3. Принципы организации виртуальной памяти

Общепринятая в настоящее время концепция виртуальной памяти появилась достаточно давно. Она позволила решить целый ряд актуальных вопросов организации вычислений. Прежде всего к числу таких вопросов относится обеспечение надежного функционирования мультипрограммных систем.

В любой момент времени компьютер выполняет множество процессов или задач, каждая из которых располагает своим адресным пространством. Было бы слишком накладно отдавать всю физическую память какой-то одной задаче тем более, что многие задачи реально используют только небольшую часть своего адресного пространства. Поэтому необходим механизм разделения небольшой физической памяти между различными задачами. Виртуальная память является одним из способов реализации такой возможности. Она делит физическую память на блоки и распределяет их между различными задачами. При этом она предусматривает также некоторую схему защиты, которая ограничивает задачу теми блоками, которые ей принадлежат. Большинство типов виртуальной памяти сокращают также время начального запуска программы на процессоре, поскольку не весь программный код и данные требуются ей в физической памяти, чтобы начать выполнение.

Другой вопрос, тесно связанный с реализацией концепции виртуальной памяти, касается организации вычислений на компьютере задач очень большого объема. Если программа становилась слишком большой для физической памяти, часть ее необходимо было хранить во внешней памяти на диске и задача приспособить ее для решения на компьютере ложилась на программиста. Программисты делили программы на части и затем определяли те из них, которые можно было бы выполнять независимо, организуя оверлейные структуры, которые загружались в основную память и выгружались из нее под управлением программы пользователя. Программист должен был следить за тем, чтобы программа не обращалась вне отведенного ей пространства физической памяти. Виртуальная память освободила программистов от этого бремени. Она автоматически управляет двумя уровнями иерархии памяти: основной памятью и внешней дисковой памятью.

Кроме того, виртуальная память упрощает также загрузку программ, обеспечивая механизм автоматического перемещения программ, позволяющий выполнять одну и ту же программу в произвольном месте физической памяти.

Системы виртуальной памяти можно разделить на два класса: системы с фиксированным размером блоков, называемых страницами, и системы с переменным размером блоков, называемых сегментами. Ниже рассмотрены оба типа организации виртуальной памяти.

3.4. Сегментная организация памяти

Сегментный подход к организации памяти опирается на тот факт, что программы обычно разделяются на отдельные области-сегменты. Каждый сегмент представляет собой отдельную логическую единицу информации, содержащую совокупность данных или программ и расположенную в адресном пространстве пользователя. Сегменты создаются пользователями, которые могут обращаться к ним по символическому имени. В каждом сегменте устанавливается своя собственная нумерация слов, начиная с нуля.

Обычно в подобных системах обмен информацией между пользователями строится на базе сегментов. Поэтому сегменты являются отдельными логическими единицами информации, которые необходимо защищать, и именно на этом уровне вводятся различные режимы доступа к сегментам. Можно выделить два основных типа сегментов: программные сегменты и сегменты данных сегменты стека являются частным случаем сегментов данных. Поскольку общие программы должны обладать свойством повторной входимости, то из программных сегментов допускается только выборка команд и чтение констант. Запись в программные сегменты может рассматриваться как незаконная и запрещаться системой. Выборка команд из сегментов данных также может считаться незаконной и любой сегмент данных может быть защищен от обращений по записи или по чтению.

Для реализации сегментации было предложено несколько схем, которые отличаются деталями реализации, но основаны на одних и тех же принципах.

В системах с сегментацией памяти каждое слово в адресном пространстве пользователя определяется виртуальным адресом, состоящим из двух частей: старшие разряды адреса рассматриваются как номер сегмента, а младшие — как номер слова внутри сегмента. Наряду с сегментацией может также использоваться страничная организация памяти. В этом случае виртуальный адрес слова состоит из трех частей: старшие разряды адреса определяют номер сегмента, средние — номер страницы внутри сегмента, а младшие — номер слова внутри страницы.

Как и в случае страничной организации, необходимо обеспечить преобразование виртуального адреса в реальный физический адрес основной памяти. С этой целью для каждого пользователя операционная система должна сформировать таблицу сегментов. Каждый элемент таблицы сегментов содержит описатель дескриптор сегмента поля базы, границы и индикаторов режима доступа. При отсутствии страничной организации поле базы определяет адрес начала сегмента в основной памяти, а граница — длину сегмента. При наличии страничной организации поле базы определяет адрес начала таблицы страниц данного сегмента, а граница — число страниц в сегменте. Поле индикаторов режима доступа представляет собой некоторую комбинацию признаков блокировки чтения, записи и выполнения.

Таблицы сегментов различных пользователей операционная система хранит в основной памяти. Для определения расположения таблицы сегментов выполняющейся программы используется специальный регистр защиты, который загружается операционной системой перед началом ее выполнения. Этот регистр содержит дескриптор таблицы сегментов базу и границу, причем база содержит адрес начала таблицы сегментов выполняющейся программы, а граница — длину этой таблицы сегментов. Разряды номера сегмента виртуального адреса используются в качестве индекса для поиска в таблице сегментов. Таким образом, наличие базово-граничных пар в дескрипторе таблицы сегментов и элементах таблицы сегментов предотвращает возможность обращения программы пользователя к таблицам сегментов и страниц, с которыми она не связана. Наличие в элементах таблицы сегментов индикаторов режима доступа позволяет осуществить необходимый режим доступа к сегменту со стороны данной программы. Для повышения эффективности схемы используется ассоциативная кэш-память.

Отметим, что в описанной схеме сегментации таблица сегментов с индикаторами доступа предоставляет всем программам, являющимся частями некоторой задачи, одинаковые возможности доступа, т. е. она определяет единственную область домен защиты. Однако для создания защищенных подсистем в рамках одной задачи для того, чтобы изменять возможности доступа, когда точка выполнения переходит через различные программы, управляющие ее решением, необходимо связать с каждой задачей множество доменов защиты. Реализация защищенных подсистем требует разработки некоторых специальных аппаратных средств. Рассмотрение таких систем, которые включают в себя кольцевые схемы защиты, а также различного рода мандатные схемы защиты, выходит за рамки данного обзора.

3.5. Страничная организация памяти

В системах со страничной организацией основная и внешняя память главным образом дисковое пространство делятся на блоки или страницы фиксированной длины. Каждому пользователю предоставляется некоторая часть адресного пространства, которая может превышать основную память компьютера и которая ограничена только возможностями адресации, заложенными в системе команд. Эта часть адресного пространства называется виртуальной памятью пользователя. Каждое слово в виртуальной памяти пользователя определяется виртуальным адресом, состоящим из двух частей: старшие разряды адреса рассматриваются как номер страницы, а младшие — как номер слова или байта внутри страницы.

Управление различными уровнями памяти осуществляется программами ядра операционной системы, которые следят за распределением страниц и оптимизируют обмены между этими уровнями. При страничной организации памяти смежные виртуальные страницы не обязательно должны размещаться на смежных страницах основной физической памяти. Для указания соответствия между виртуальными страницами и страницами основной памяти операционная система должна сформировать таблицу страниц для каждой программы и разместить ее в основной памяти машины. При этом каждой странице программы, независимо от того находится ли она в основной памяти или нет, ставится в соответствие некоторый элемент таблицы страниц. Каждый элемент таблицы страниц содержит номер физической страницы основной памяти и специальный индикатор. Единичное состояние этого индикатора свидетельствует о наличии этой страницы в основной памяти. Нулевое состояние индикатора означает отсутствие страницы в оперативной памяти.
Для увеличения эффективности такого типа схем в процессорах используется специальная полностью ассоциативная кэш-память, которая также называется буфером преобразования адресов TLB traнсlation-lookaside buffer. Хотя наличие TLB не меняет принципа построения схемы страничной организации, с точки зрения защиты памяти, необходимо предусмотреть возможность очистки его при переключении с одной программы на другую.

Поиск в таблицах страниц, расположенных в основной памяти, и загрузка TLB может осуществляться либо программным способом, либо специальными аппаратными средствами. В последнем случае для того, чтобы предотвратить возможность обращения пользовательской программы к таблицам страниц, с которыми она не связана, предусмотрены специальные меры. С этой целью в процессоре предусматривается дополнительный регистр защиты, содержащий описатель дескриптор таблицы страниц или базово-граничную пару. База определяет адрес начала таблицы страниц в основной памяти, а граница — длину таблицы страниц соответствующей программы. Загрузка этого регистра защиты разрешена только в привилегированном режиме. Для каждой программы операционная система хранит дескриптор таблицы страниц и устанавливает его в регистр защиты процессора перед запуском соответствующей программы.

Отметим некоторые особенности, присущие простым схемам со страничной организацией памяти. Наиболее важной из них является то, что все программы, которые должны непосредственно связываться друг с другом без вмешательства операционной системы, должны использовать общее пространство виртуальных адресов. Это относится и к самой операционной системе, которая, вообще говоря, должна работать в режиме динамического распределения памяти. Поэтому в некоторых системах пространство виртуальных адресов пользователя укорачивается на размер общих процедур, к которым программы пользователей желают иметь доступ. Общим процедурам должен быть отведен определенный объем пространства виртуальных адресов всех пользователей, чтобы они имели постоянное место в таблицах страниц всех пользователей. В этом случае для обеспечения целостности, секретности и взаимной изоляции выполняющихся программ должны быть предусмотрены различные режимы доступа к страницам, которые реализуются с помощью специальных индикаторов доступа в элементах таблиц страниц.

Следствием такого использования является значительный рост таблиц страниц каждого пользователя. Одно из решений проблемы сокращения длины таблиц основано на введении многоуровневой организации таблиц. Частным случаем многоуровневой организации таблиц является сегментация при страничной организации памяти. Необходимость увеличения адресного пространства пользователя объясняется желанием избежать необходимости перемещения частей программ и данных в пределах адресного пространства, которые обычно приводят к проблемам переименования и серьезным затруднениям в разделении общей информации между многими задачами.

3.6. Ускорение работы страничной памяти

Другой подход к организации памяти опирается на тот факт, что программы обычно разделяются на отдельные области-сегменты. Каждый сегмент представляет собой отдельную логическую единицу информации, содержащую совокупность данных или программ и расположенную в адресном пространстве пользователя. Сегменты создаются пользователями, которые могут обращаться к ним по символическому имени. В каждом сегменте устанавливается своя собственная нумерация слов, начиная с нуля.

Обычно в подобных системах обмен информацией между пользователями строится на базе сегментов. Поэтому сегменты являются отдельными логическими единицами информации, которые необходимо защищать, и именно на этом уровне вводятся различные режимы доступа к сегментам. Можно выделить два основных типа сегментов: программные сегменты и сегменты данных сегменты стека являются частным случаем сегментов данных. Поскольку общие программы должны обладать свойством повторной входимости, то из программных сегментов допускается только выборка команд и чтение констант. Запись в программные сегменты может рассматриваться как незаконная и запрещаться системой. Выборка команд из сегментов данных также может считаться незаконной и любой сегмент данных может быть защищен от обращений по записи или по чтению.

Для реализации сегментации было предложено несколько схем, которые отличаются деталями реализации, но основаны на одних и тех же принципах.
В системах с сегментацией памяти каждое слово в адресном пространстве пользователя определяется виртуальным адресом, состоящим из двух частей: старшие разряды адреса рассматриваются как номер сегмента, а младшие — как номер слова внутри сегмента. Наряду с сегментацией может также использоваться страничная организация памяти. В этом случае виртуальный адрес слова состоит из трех частей: старшие разряды адреса определяют номер сегмента, средние — номер страницы внутри сегмента, а младшие — номер слова внутри страницы.

Как и в случае страничной организации, необходимо обеспечить преобразование виртуального адреса в реальный физический адрес основной памяти. С этой целью для каждого пользователя операционная система должна сформировать таблицу сегментов. Каждый элемент таблицы сегментов содержит описатель дескриптор сегмента поля базы, границы и индикаторов режима доступа. При отсутствии страничной организации поле базы определяет адрес начала сегмента в основной памяти, а граница — длину сегмента. При наличии страничной организации поле базы определяет адрес начала таблицы страниц данного сегмента, а граница — число страниц в сегменте. Поле индикаторов режима доступа представляет собой некоторую комбинацию признаков блокировки чтения, записи и выполнения.

Таблицы сегментов различных пользователей операционная система хранит в основной памяти. Для определения расположения таблицы сегментов выполняющейся программы используется специальный регистр защиты, который загружается операционной системой перед началом ее выполнения. Этот регистр содержит дескриптор таблицы сегментов базу и границу, причем база содержит адрес начала таблицы сегментов выполняющейся программы, а граница — длину этой таблицы сегментов. Разряды номера сегмента виртуального адреса используются в качестве индекса для поиска в таблице сегментов. Таким образом, наличие базово-граничных пар в дескрипторе таблицы сегментов и элементах таблицы сегментов предотвращает возможность обращения программы пользователя к таблицам сегментов и страниц, с которыми она не связана. Наличие в элементах таблицы сегментов индикаторов режима доступа позволяет осуществить необходимый режим доступа к сегменту со стороны данной программы. Для повышения эффективности схемы используется ассоциативная кэш-память.

Отметим, что в описанной схеме сегментации таблица сегментов с индикаторами доступа предоставляет всем программам, являющимся частями некоторой задачи, одинаковые возможности доступа, т. е. она определяет единственную область домен защиты. Однако для создания защищенных подсистем в рамках одной задачи для того, чтобы изменять возможности доступа, когда точка выполнения переходит через различные программы, управляющие ее решением, необходимо связать с каждой задачей множество доменов защиты. Реализация защищенных подсистем требует разработки некоторых специальных аппаратных средств. Рассмотрение таких систем, которые включают в себя кольцевые схемы защиты, а также различного рода мандатные схемы защиты, выходит за рамки данного обзора.

3.7. Принципы замещения страниц

Итак, наиболее ответственным действием менеджера памяти является выделение кадра оперативной памяти для размещения в ней виртуальной страницы, находящейся во внешней памяти. Напомним, что мы рассматриваем ситуацию, когда размер виртуальной памяти для каждого процесса может существенно превосходить размер основной памяти. Это означает, что при выделении страницы основной памяти с большой вероятностью не удастся найти свободный страничный кадр. В этом случае операционная система в соответствии с заложенными в нее критериями должна:

· найти некоторую занятую страницу основной памяти

· переместить в случае надобности ее содержимое во внешнюю память

· переписать в этот страничный кадр содержимое нужной виртуальной страницы из внешней памяти

· должным образом модифицировать необходимый элемент соответствующей таблицы страниц

· продолжить выполнение процесса, которому эта виртуальная страница понадобилась.

Заметим, что при замещении приходится дважды передавать страницу между основной и вторичной памятью. Процесс замещения может быть оптимизирован за счет использования бита модификации один из атрибутов страницы в таблице страниц. Бит модификации устанавливается компьютером, если хотя бы один байт был записан на страницу. При выборе кандидата на замещение проверяется бит модификации. Если бит не установлен, нет необходимости переписывать данную страницу на диск, ее копия на диске уже имеется. Подобный метод также применяется к read-only-страницам, они никогда не модифицируются. Эта схема уменьшает время обработки page fault.

Существует большое количество разнообразных алгоритмов замещения страниц. Все они делятся на локальные и глобальные. Локальные алгоритмы, в отличие от глобальных, распределяют фиксированное или динамически настраиваемое число страниц для каждого процесса. Когда процесс израсходует все предназначенные ему страницы, система будет удалять из физической памяти одну из его страниц, а не из страниц других процессов. Глобальный же алгоритм замещения в случае возникновения исключительной ситуации удовлетворится освобождением любой физической страницы, независимо от того, какому процессу она принадлежала.

Глобальные алгоритмы имеют ряд недостатков. Во-первых, они делают одни процессы чувствительными к поведению других процессов. Например, если один процесс в системе одновременно использует большое количество страниц памяти, то все остальные приложения будут в результате ощущать сильное замедление из-за недостатка кадров памяти для своей работы. Во-вторых, некорректно работающее приложение может подорвать работу всей системы если, конечно, в системе не предусмотрено ограничение на размер памяти, выделяемой процессу, пытаясь захватить больше памяти. Поэтому в многозадачной системе иногда приходится использовать более сложные локальные алгоритмы. Применение локальных алгоритмов требует хранения в операционной системе списка физических кадров, выделенных каждому процессу. Этот список страниц иногда называют резидентным множеством процесса. В одном из следующих разделов рассмотрен вариант алгоритма подкачки, основанный на приведении резидентного множества в соответствие так называемому рабочему набору процесса.