一、请求分页存储管理中的硬件支持

实现请求页式存储管理系统，需要一定的硬件支持。除了需要一定容量的内存和外存对换区之外，还需要页表机制、缺页中断机构和地址变换机构。

1 页表机制 (Page Table Mechanism)

当要访问的页不在内存时，产生一缺页中断。OS接到此中断信号后，调用缺页中断处理程序，将该页调入内存，更新页表，完成重定位。期间可能调用置换程序。

缺页中断和一般中断的区别：

相同点：

保护现场中断处理恢复现场

不同点：

1）一般中断是指令完成后中断，缺页中断在指令执行时中断。 (指令复执)。

2）一条指令执行期间可能会有多次缺页中断。

物理地址仍由页表项中的物理块号和逻辑地址中的页内地址决定。设置页表寄存器，存放页表始址和长度。同样可设置快表。

分配策略根据进程分配物理块数是否固定分为：固定和可变

置换策略根据换出页面是否属于自身进程分为：全局和局部

1）固定分配、局部置换

2）可变分配、全局置换

3）可变分配、局部置换

即确定何时将进程所需页调入内存。常用的方式有预调和请调两种。

1）请求调页策略缺页中断时，由系统将所缺的页调入内存。但每次请求只调入一页。优点：容易实现。缺点：对外存I/O次数多，开销较大，容易产生抖动现象。

2）预调页策略

将预计不久之后会被访问的程序或数据所在的页面，提先调入内存。优点：提高调页的I/O效率。缺点：基于预测，若调入的页在以后很少被访问，则效率低。常用于首次调入时，由程序员指出应该先调入的页面。为了减少系统开销，一次调入多页比调入一页更高效。

外存要分为文件区和对换区。对换区为取得较快的速度，采用连续分配方式，且对换区所规定盘块较大。

1）从对换区调入。若系统有足够的对换区空间。则可全部从对换区调入所需页面。要求运行前，将其所有页面复制到对换区。

2）只将修改过的页放在对换区。若对换空间不足。开始都从文件区调入。对未被修改的页面，每次都从文件区调入（换出时不需回写）；被修改的页面换出到对换区，以后从对换区调入。

3）首次从文件区调入，以后再次调入时从对换区调入。UNIX方式。未运行过的，从文件区调入；运行后换出时，放到对换区。因此对于曾运行过而又被换出的页面，从对换区调入。

1）缺页中断；

2）中断处理程序保留CPU现场、分析原因、转入缺页中断处理程序；

3）查页表，得到该页在外存的物理块号；

4）查内存，未满 GOTO 5）；已满，按置换算法选择一页换出（未改，则不必换出；已改，则换出） GOTO 5）；

5）调入，修改页表（状态位、物理块号）；修改快表；

6）利用页表得到物理地址，访问数据。

假定进程P的逻辑地址空间共有n页，而系统分配给它的主存块只有m块（m和n均为正整数，且1≤m≤n），即主存中最多只能容纳该进程的m页。如果进程P在运行中成功访问的次数为S（即所访问的页在主存中），不成功的访问次数为F（即缺页中断次数），则总的访问次数A为：

              A= S + F

又定义：

                   f = F/A

以上内容就是关于请求分页存储管理方式的介绍，这种方式是不同于基本分页存储管理方式的，既有相同点又有不同点，但总体上是要优于基本分页存储管理方式的。