【操作系统】请求分页储存管理方式

常规存储器管理方式（基本分页、基本分段）的特征

(1) 一次性。都要求将作业全部装入内存后方能运行。许多作业在每次运行时，并非其全部程序和数据都要用到。如果一次性地装入其全部程序，造成内存空间的浪费。 

(2) 驻留性。作业装入内存后，便一直驻留在内存中，直至作业运行结束。尽管运行中的进程会因I/O而长期等待，或有的程序模块在运行过一次后就不再需要(运行)了，但它们都仍将继续占用宝贵的内存资源。

虚拟存储器的定义

应用程序在运行之前，没有必要全部装入内存，仅须将那些当前要运行的少数页面或段先装入内存便可运行，其余部分暂留在盘上。程序在运行时，如果它所要访问的页(段)已调入内存，便可继续执行下去；但如果程序所要访问的页(段)尚未调入内存(称为缺页或缺段)，此时程序应利用OS所提供的请求调页(段)功能，将它们调入内存，以使进程能继续执行下去。如果此时内存已满，无法再装入新的页(段)，则还须再利用页(段)的置换功能，将内存中暂时不用的页(段)调至盘上，腾出足够的内存空间后，再将要访问的页(段)调入内存，使程序继续执行下去。

虚拟存储器是指具有请求调入功能和置换功能，能从逻辑上对内存容量加以扩充的一种存储器系统。其逻辑容量由内存容量和外存容量之和所决定，其运行速度接近于内存速度，而每位的成本却又接近于外存。可见，虚拟存储技术是一种性能非常优越的存储器管理技术，故被广泛地应用于大、中、小型机器和微型机中。

请求分页存储管理方式

1、定义：

请求分页系统是建立在基本分页系统的基础上，为了能支持虚拟存储器功能而增加了请求调页功能和页面置换功能。

2、页表机制

在请求分页系统中所需要的主要数据结构是页表。其基本作用仍然是将用户地址空间中的逻辑地址变换为内存空间中的物理地址。由于只将应用程序的一部分调入内存，还有一部分仍在盘上，故须在页表中再增加若干项，供程序(数据)在换进、换出时参考。在请求分页系统中的每个页表项如下所示： 

现对其中各字段说明如下：
(1) 状态位P：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考。
(2) 访问字段A：用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本页最近已有多长时间未被访问，供选择换出页面时参考。

(3) 修改位M：表示该页在调入内存后是否被修改过。由于内存中的每一页都在外存上保留一份副本，因此，若未被修改，在置换该页时就不需再将该页写回到外存上，以减少系统的开销和启动磁盘的次数；若已被修改，则必须将该页重写到外存上，以保证外存中所保留的始终是最新副本。简言之，M位供置换页面时参考。
(4) 外存地址：用于指出该页在外存上的地址，通常是物理块号，供调入该页时参考。 

3、缺页中断机构

在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存时，便产生一缺页中断，请求OS将所缺之页调入内存。缺页中断作为中断，它们同样需要经历诸如保护CPU环境、分析中断原因、转入缺页中断处理程序进行处理、恢复CPU环境等几个步骤。但缺页中断又是一种特殊的中断，它与一般的中断相比，有着明显的区别，主要表现在下面两个方面：
(1) 在指令执行期间产生和处理中断信号。通常，CPU都是在一条指令执行完后，才检查是否有中断请求到达。若有，便去响应，否则，继续执行下一条指令。然而，缺页中断是在指令执行期间，发现所要访问的指令或数据不在内存时所产生和处理的。 

(2) 一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。在下图中示出了一个例子。如在执行一条指令COPY A TO B时，可能要产生6次缺页中断，其中指令本身跨了两个页面，A和B又分别各是一个数据块，也都跨了两个页面。基于这些特征，系统中的硬件机构应能保存多次中断时的状态，并保证最后能返回到中断前产生缺页中断的指令处继续执行。 

4、地址变换机构

请求分页系统中的地址变换机构，是在分页系统地址变换机构的基础上，再为实现虚拟存储器而增加了某些功能而形成的，如产生和处理缺页中断，以及从内存中换出一页的功能等等。下图表示出了请求分页系统中的地址变换过程。在进行地址变换时，首先去检索快表，试图从中找出所要访问的页。若找到，便修改页表项中的访问位。对于写指令，还须将修改位置成“1”，然后利用页表项中给出的物理块号和页内地址形成物理地址。地址变换过程到此结束。

本文由Cout_Sev 搜集整理并修改

自《计算机操作系统（第三版）》（西安电子科技大学出版社），

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