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– Ein Prozess sollte auch dann ablaufen können, wenn er nur teilweise im Hauptspeicher ist. Wichtig ist hierbei, dass die Teile des Prozesses (Daten und Code) im physikalischen Speicher sind, die gerade benötigt werden.
– Der Speicherbedarf eines Programms sollte größer als der physikalisch vorhandene Hauptspeicher sein können.
– Ein Programmierer sollte am besten nur einen kontinuierlichen (linearen) Speicherbereich beginnend bei Adresse 0 sehen und sich nicht um die Zerstückelung (Fragmentierung) des Hauptspeichers auf mehrere Benutzer kümmern.

Die Strategie, die verwendet wird, um eine zu verdrängende Seite auszuwählen, wird als Seitenersetzungsstrategie (Replacement-Strategie) bezeichnet. Ein page fault (Seitenfehler) ist ein Trap, den die MMU erzeugt, wenn von einem Prozess eine physikalische Adresse angesprochen wird, die nicht im Hauptspeicher geladen ist. Das Betriebssystem springt in den Kernelmodus und zwar auf
eine spezielle Interruptroutine zur Bearbeitung des Seitenfehlers und versucht unter Beachtung der Seitenersetzungsstrategie und der Vergabestrategie die Seite in einen Frame zu laden.

Demand Paging ist eine Abrufstrategie, bei der die Einlagerung nur auf Anforderung, also wenn die Daten benötigt werden, durchgeführt wird. Eine alternative Strategie ist Prepaging. Im Gegensatz zu Demand Paging werden hier Seiten in den Hauptspeicher geholt, die noch nicht angefordert wurden.

Es müssen 10 Seitentabellen verwaltet werden, eine je Prozess.

2^32 Byte = 4 GiB, da insgesamt 32 Bit für die Adressierung zur Verfügung stehen.

Ein optimaler Algorithmus würde die Seitenrahmen für eine Ersetzung auswählen, die am spätesten von allen belegten Seitenrahmen wieder benötigt würden. Er ist als „Algorithmus von Belady“ bekannt.
Der Grund für die schwierige bzw. unmögliche Realisierung ist, dass es nicht praktikabel ist, das Verhalten eines Prozesses hinsichtlich seiner Speicherzugriffe sicher
vorher zu bestimmen. Das Betriebssystem kann zum Zeitpunkt des Seitenfehlers nicht wissen, wann welche Seite als nächstes verwendet wird.
-> gleiches Problem wie bei SJF - man kann nicht in die Zukunft schauen!

Damit man die am längsten unbenutzte Seite schnell im Zugriff hat, muss man einigen Aufwand bei jedem Zugriff leisten. Eine Möglichkeit ist die Verwaltung einer nach der zeitlichen Nutzung sortierten linearen Liste, bei der die am längsten nicht benutzte Seite im ganz obersten Element liegt. Der hohe Aufwand ergibt sich durch das Umhängen der Elemente bei jedem Zugriff. Die aktuell genutzte Seite muss nämlich bei jedem Zugriff an das Ende der Liste gehängt werden. Aufgrund des hohen Aufwands implementiert man heute meistens sog. Pseudo-LRUAlgorithmen,
wobei auch das R- und das M-Bit benutzt werden. Zwei dieser Algorithmen sind Clock-Page- und Second-Chance.
Eine gute Alternative zum LRU-Algorithmus ist der NFU-Algorithmus (Not-Frequently Used) in Verbindung mit einem passenden Aging-Mechanismus.

Die Umsetzung einer virtuellen Adresse auf eine reale Adresse ist im Vergleich zur klassischen Adressierung mit zusätzlichen Hauptspeicherzugriffen auf die Seitentabellen verbunden und verschlechtert damit die Leistungsfähigkeit. Anstatt eines
Hauptspeicherzugriffs auf die adressierten Daten sind bei zweistufiger Adressierung drei Hauptspeicherzugriffe erforderlich, da neben den adressierten Daten auch die Top-Level- und die Second-Level-Seitentabelleneinträge aufgesucht werden
müssen. Hinzu kommt, dass mit zunehmender Adressraumgröße auch der Speicherplatz für die Verwaltung der Seitentabellen enorm wächst.

Zur Optimierung der Speicherzugriffe gibt es Adressumsetzpuffer (Translation Lookaside Buffers, kurz: TLB) und die invertierten Seitentabellen.

Jeder Prozess erhält ein sog. Working-Set, also eine Arbeitsmenge an Frames, die im Rahmen einer Working-Set-Strategie zugeordnet werden. Jeder Prozess verfügt über einen Working-Set von mindestens 20 bis 50 Seiten und maximal 40 bis 345 Seiten je nach verfügbarem Hauptspeicher. Stark „pagende“ Prozesse können ihren Working-Set auch erhöhen, aber nur bis maximal 512 Seiten.

Ein Shared Memory ist ein von mehreren Prozessen gemeinsam genutzter Speicherbereich, der nur einmal in den Hauptspeicher geladen wird. Auf gemeinsam genutzte Speicherbereiche verweisen mehrere Seitentabelleneinträge verschiedener Prozesse.

Die Buddy-Technik ist eine Placement-Strategie und dient der Verwaltung der freien Seitenrahmen. Bei dieser Technik werden die freien Speicherbereiche immer zu zwei „Partnern“ zusammengefasst, die man als Buddies bezeichnet. Die beiden
Speicherbereiche können unabhängig voneinander vergeben werden. Sofern beide frei sind, fasst die Speicherverwaltung sie zu einem großen Paar zusammen, das gewissermaßen als Buddy der nächsten Stufen dient.
Mit dieser Technik steigt die Wahrscheinlichkeit, dass bei einer Speicheranforderung die richtigen Speichergrößen zur Verfügung stehen, und es wird das externe Fragmentierungsproblem reduziert.