基本分页、请求分页储存管理方式

基本分页储存管理方式具有如下特征：


1) 一次性：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。


请求分页储存管理是实现虚拟存储器的一种常用方式，它是在基本分页储存管理的基础上实现的。

 

其基本思想是：在进程开始运行之前，仅装入当前要执行的部分页面即可运行；在执行过程中，可使用请求调入中断动态装入要访问但又不在内存的页面；

                        当内存空间已满，而又需要装入新的页面时，者根据置换功能适当调出某个页面，以便腾出空间而装入新的页面。为实现请求分页，需要一定的硬件支持，包括：页表机制、缺页中断机构、地址变换机构。

 

 

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添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须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。

因为仅仅将应用程序的一部分调入内存，另一部分仍在盘上，故须在页表中再添加若干项，供程序(数据)在换进、换出时參考。

在请求分页系统中的每个页表项例如以下所看到的： 

 现对当中各字段说明例如以下：

(1) 状态位P：用于指示该页是否已调入内存，供程序訪问时參考。

(2) 訪问字段A：用于记录本页在一段时间内被訪问的次数，或记录本页近期已有多长时间未被訪问，供选择换出页面时參考。

(3) 改动位M：表示该页在调入内存后是否被改动过。因为内存中的每一页都在外存上保留一份副本，因此，若未被改动，在置换该页时就不需再将该页写回到外存上，以降低系统的开销和启动磁盘的次数；

                        若已被改动，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位供置换页面时參考。

(4) 外存地址：用于指出该页在外存上的地址，一般是物理块号，供调入该页时參考。 

 

3、缺页中断机构

在请求分页系统中，每当所要訪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，它们相同须要经历诸如保护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，有着明显的差别，主要表如今以下两个方面：

(1) 在指令运行期间产生和处理中断信号。通常，CPU都是在一条指令运行完后，才检查是否有中断请求到达。若有，便去响应，否则，继续运行下一条指令。然而，缺页中断是在指令运行期间，发现所要訪问的指令或数据不在内存时所产生和处理的。 

(2) 一条指令在运行期间，可能产生多次缺页中断。

      在下图中示出了一个样例。如在运行一条指令COPY A TO B时，可能要产生6次缺页中断，

     当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运行。 

 

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添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，试图从中找出所要訪问的页。

若找到，便改动页表项中的訪问位。对于写指令，还须将改动位置成“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。

 

 

转自：http://www.cnblogs.com/mfrbuaa/p/3967296.html