请求分页存储管理方式

----- 请求分页系统是建立在基本分页的基础上的，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。

相应地，每次调入和换出的基本单位都是长度固定的页面，这使得请求分页系统在实现上要比请求分段系统简单。

请求分段系统在换进和换出时是可变长度的段，因此，请求分页便成为目前最常用的一种实现虚拟存储器的方式。

请求分页中的硬件支持 --20160621 16:15

-- 为了实现请求分页，系统必须提供一定的硬件支持。除了需要一台具有一定容量的内存及外存的计算机系统外，还需要有页表机制、

缺页中断机构以及地址变换机构。

1）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，故需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：

各字段的说明如下：

---- 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。

---- 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。

---- 修改位M：表示该页在调入内存后是否被修改过。供置换页面时参考。

由于内存中的每一页都在外存上有一份副本，因此，若未被修改，在置换该页时就不需要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。

---- 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。

2）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中时，便产生一次缺页中断，请求OS将所缺之页调入内存。

-- 缺页中断作为中断，同样需要经历诸如保护CPU现场、分析中断原因、转入缺页中断处理程序进行处理、恢复CPU现场等几个步骤。

-- 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：

---- 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成后，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。

---- 一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断。所以，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。

3）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，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。

---- 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，还需将修改位置成“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。

---- 如果在快表中未找到该页的页表项时，应到内存中去查找页表，再根据找到的页表项中的状态位P，了解该页是否已调入内存。

---- 若该页已调入内存，这时应将此页的页表项写入快表，当快表已满时，应先调出按某种算法所确定的页的页表项；然后再写入该页的页表项。

---- 若该页尚未调入内存，这时应产生缺页中断，请求OS从外存把该页调入内存。