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关于分页式的虚拟内存，在预备履行时，不需求也弗成能把一个过程的一切页都读取到主存，因而，操作零碎必需决议读取若干页。也就是说，给特定的过程分派多大的主存空间，这需求思索以下几点：
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分派给一个过程的存储量越小，在任何时分驻留在主存中的过程数就越多，从而可以进步处置机的工夫应用效力。
假如一个过程在主存中的页数过少，虽然有部分性道理，页毛病率依然会绝对较高。
如桌页数过多，因为部分性道理，给特定的过程分派更多的主存空间对该过程的毛病率没有分明的影响。
基于这些要素，古代操作零碎平日釆用三种战略：
固定分派部分置换。它为每一个过程分派必定数量的物理块，在全部运转时期都不改动。若过程在运转中发作缺页，则只能从该过程在内存中的页面当选出一页换出，然后再调入需求的页面。完成这种战略难以肯定为每一个过程应分派的物理块数量：太少会频仍呈现缺页中缀，太多又会使CPU和其他资本应用率降低。
可变分派全局置换。这是最易于完成的物理块分派和置换战略，为零碎中的每一个过程分派必定数量的物理块,操作零碎本身也坚持一个闲暇物理块队列。当某过程发作缺页时，零碎从闲暇物理块队列中掏出一个物理块分派给该过程，并将欲调入的页装入个中。
可变分派部分置换。它为每一个过程分派必定数量的物理块，当某过程发作缺页时，只许可从该过程在内存的页面当选出一页换出，如许就不会影响其他过程的运转。假如过程在运转中频仍地缺页，零碎再为该过程分派若干物理块，直至该过程缺页率趋于恰当水平； 反之，若过程在运转中缺页率特殊低，则可恰当增加分派给该过程的物理块。
为肯定零碎将过程运转时所缺的页面调入内存的机遇，可釆取以下两种调页战略：
预调页战略。依据部分性道理，一次调入若干个相邻的页能够会比一次调入一页更高效。但假如调入的一批页面中大多半都未被拜访，则又是低效的。所以就需求釆用以猜测为根底的预调页战略，将估计在不久之后便会被拜访的页面事后调入内存。但今朝预调页的胜利率仅约50%。故这种战略次要用于过程的初次调入时，由程序员指出应当先调入哪些页。
恳求调页战略。过程在运转中需求拜访的页面不在内存而提出恳求，由零碎将所需页面调入内存。由这种战略调入的页必定会被拜访，且这种战略比拟易于完成，故在今朝的虚拟存储器中大多釆用此战略。它的缺陷在于每次只调入一页，调入调出页面数多时会破费过多的I/O开支。
恳求分页零碎中的外存分为两局部：用于寄存文件的文件区和用于寄存对调页面的对调区。对调区平日是釆用延续分派方法，而文件区釆用团圆分派方法，故对调区的磁盘I/O速度比文件区的更快。如许从何处调入页面有三种状况：
零碎具有足够的对调区空间：可以全体从对调区调入所需页面，以提髙调页速度。为此，在过程运转前，需将与该过程有关的文件从文件区复制到对调区。
零碎短少足够的对调区空间：凡不会被修正的文件都直接从文件区调入；而当换出这些页面时，因为它们未被修正而不用再将它们换出。但关于那些能够被修正的局部，在将它们换出时须调到对调区，今后需求时再从对调区调入。
UNIX方法：与过程有关的文件都放在文件区，故未运转过的页面，都应从文件区调入。已经运转过但又被换出的页面，因为是被放在对调区，因而下次调入时应从对调区调入。过程恳求的共享页面若被其他过程调入内存，则无需再从对调区调入。
