请求分页式虚拟存储管理

「请求分页式虚拟存储管理」是一种虚拟存储器的管理技术。与实存的分页存储管理基本相同，主要区别在于：

实存中需要将所有页一次装入内存，虚存中只需将部分页装入内存。在执行过程中访问到不在内存的页面时，产生缺页中断，再从磁盘动态地装入。

如何发现页面不在内存中？怎样处理这种情况呢？

扩充页表的内容，增加驻留标志位等信息。
增加了请求调页和页面置换功能。

例如下图，使用中断位来表示对应地址是否被装在内存中，若未被装载，则对应中断位为 1

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经过扩充后的页表可能包括页号、驻留标志位、引用位、修改位、保护位、内存块等。除了各个进程的页表外，操作系统还需要维护页面与磁盘物理地址的对应表，称为「外页表」。进程启动运行前系统为其建立外页表，并把进程程序页面装入外存。该表按进程页号的顺序排列，为节省内存，外页表可存放在磁盘中，当发生缺页中断需要查用时才被调入。

硬件支持

内存管理单元（MMU）完成逻辑地址到物理地址的转换功能，它接受逻辑地址作为输入，物理地址作为输出，直接送到总线上，对内存单元进行寻址。

缺页中断处理

挂起请求缺页的进程；
根据页号查外页表，找到该页存放的磁盘物理地址；
查看内存是否有空闲页框，如有则找出一个，修改内存管理表和相应页表项内容，转步6；
如内存中无空闲页框，按替换算法选择淘汰页面，检查它曾被写过或修改过吗？若未则转步 6；若是则转步 5；
该淘汰页面被写过或修改过，则把它的内容写回磁盘原先位置；
进行调页，把页面装入内存所分配的页框中，同时修改进程页表项；
返回进程断点，重新启动被中断的指令。

工作过程

请求分页式虚拟存储的硬件结构可以表示为下图，其中虚线框为内存管理单元

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若用框图表示则为

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优缺点

优点

作业的程序和数据可按页分散存放在内存中，减少移动开销，有效解决了碎片问题；
既有利于改进内存利用率，又有利于多道程序运行。

缺点

要有硬件支持，要进行缺页中断处理，机器成本增加，系统开销加大。

改进页地址转换

在直接映像的页面管理策略中，逻辑地址为分为和。从直接映像映射到新的虚拟存储器中时，其中页内偏移应该是不变的，但是新的页面号可以通过下图进行运算

其中 b 为基址寄存器。获得以后通过基址寄存器计算出页表的位置 b+pL，其中 L 为页表条目大小。然后再参考页表，从而得到物理页框号 P'。

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直接映像的页地址转换

降低了 CPU 执行指令的速度，访问一个实际物理地址，至少需要访问两次内存，从而使速度将为 1/2。
每个进程一个页表，页表的全部表项装在一个地址连续的内存空间。
只适合小进程地址空间。

但也存在问题。页表可能会非常大。如：32 位 OS，意味着一个进程的虚拟地址空间可达 4G，如果页大小为4K，则页表有 1M 个页表目，如果一个表目占 4 个字节，则一个进程的页表需要 4M 内存。如果进程数较多，每个进程的页表大小加起来会占用相当一部分主存储器空间。

为了解决此问题，通常采取以下两种措施：