请求分页虚拟存储管理的实现原理

❶ 为什么说请求页式管理可以实现虚拟存储器

请求分页式存储管理的基本思想是：操作系统按照存储块的尺寸，把用户作业地址空间划分成页，全部存放在磁盘上。作业运行时，只先装入若干页。运行过程中遇到不在内存的页时，操作系统就把它从磁盘调入内存。这样一来，用户的作业地址空间无需顾及内存的大小。这与虚拟存储器的思想是完全吻合的。所以，请求分页式存储管理能够向用户提供虚拟存储器。

❷ 虚拟存储技术的指导思想是以时间换取空间对吗

1、虚拟存储管理概念
一个计算机任务只需要部分装入主存便可以启动运行，其余部分留在磁盘上，在需要的时候装入主存，这样可以提高主存空间的利用率。这样该系统所具有的主存容量会比实际主存容量大很多，这样的存储器称为虚拟存储器。
2、程序局部性原理
程序在执行时会呈现局部性规律，即在一段时间内，程序的执行仅局限于某个部分，相应所访问的空间也局限于某个区域内。程序的局限性表现在时间、空间两个方面。
2.1 时间局限性
指程序中的某个指令一旦执行，则在不久的将来可能会被再次执行；如果某个存储单元被访问，则不久后该存储单元可能会被再次访问。产生时间局限性的原因是程序中存在大量的循环处理。
2.2 空间局限性
指一旦程序访问了某个存储单元，在不久的将来，它附件的存储单元也有可能被访问。典型原因是程序是顺序执行的。
3、虚拟存储器的实现原理
虚拟存储器具有请求调入功能和置换功能，能仅把作业的一部分装入主存便运行作业系统，能从逻辑上对主存容量进行扩充的一种虚拟存储系统。其逻辑容量由主存和外存容量之和以及CPU可寻址的范围决定，运行速度接近主存速度。应用十分广泛。
3.1 虚拟存储器实现方式
1、请求分页系统
在分页系统的基础上增加了请求调页功能和页面装置功能所形成的页式虚拟存储系统。置换时以页面为单位。
2、请求分段系统
在分段系统的基础上增加了请求调段和分段置换功能所形成的段式虚拟存储系统。置换时以段为单位。
3、请求分页管理
请求分页是在纯分页系统的基础上增加了请求调页功能、页面置换功能所形成的页式虚拟存储系统。是目前最常用的一种虚拟存储器的方式。
请求分页的页表机制是在纯分页的页表机制上形成的，因为只将应用程序的一部分调入主存，还有一部分仍在磁盘上，因此需要在页表中增加（状态位、访问字段和辅存地址等）供程序（数据）在转进、转出时参考。
请求分页系统中的地址变换机构是在分页系统的地址变换结构的基础上增加了某些功能。比如处理缺页中断、从主存中转出一页实现虚拟存储。
在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在主存时便要产生一个缺页中断，请求系统将所缺的页调入主存，这个是由中断机构完成的。
3.1 缺页中断和一般中断的区别
1、缺页中断是在指令执行期间产生和中断处理信号；一般中断是在一条指令执行完。下一条指令执行前检查和处理中断信号。
2、发生缺页中断返回到被中断指令的开始重新执行该指令；

❸ 虚拟存储技术的基本思想是什么

1 虚拟存储技术的产生
虚拟化技术并不是一件很新的技术,它的发展,应该说是随着计算机技术的发展而发展起来的,最早是始于70年代.由于当时的存储容量,特别是内存容量成本非常高,容量也很小,对于大型应用程序或多程序应用就受到了很大的限制.为了克服这样的限制,人们就采用了虚拟存储的技术,最典型的应用就是虚拟内存技术.随着计算机技术以及相关信息处理技术的不断发展,人们对存储的需求越来越大.这样的需求刺激了各种新技术的出现,比如磁盘性能越来越好,容量越来越大.但是在大量的大中型信息处理系统中,单个磁盘是不能满足需要,这样的情况下存储虚拟化技术就发展起来了.在这个发展过程中也由几个阶段和几种应用.首先是磁盘条带集(RAID,可带容错)技术,将多个物理磁盘通过一定的逻辑关系集合起来,成为一个大容量的虚拟磁盘.而随着数据量不断增加和对数据可用性要求的不断提高,又一种新的存储技术应运而生,那就是存储区域网络(SAN)技术.SAN的广域化则旨在将存储设备实现成为一种公用设施,任何人员,任何主机都可以随时随地获取各自想要的数据.目前讨论比较多的包括iSCSI,FC Over IP 等技术,由于一些相关的标准还没有最终确定,但是存储设备公用化,存储网络广域化是一个不可逆转的潮流.
2 虚拟存储的概念
所谓虚拟存储,就是把多个存储介质模块(如硬盘,RAID)通过一定的手段集中管理起来,所有的存储模块在一个存储池(Storage Pool)中得到统一管理,从主机和工作站的角度,看到就不是多个硬盘,而是一个分区或者卷,就好象是一个超大容量(如1T以上)的硬盘.这种可以将多种,多个存储设备统一管理起来,为使用者提供大容量,高数据传输性能的存储系统,就称之为虚拟存储.
虚拟存储的分类
目前虚拟存储的发展尚无统一标准,从虚拟化存储的拓扑结构来讲主要有两种方式:即对称式与非对称式.对称式虚拟存储技术是指虚拟存储控制设备与存储软件系统,交换设备集成为一个整体,内嵌在网络数据传输路径中;非对称式虚拟存储技术是指虚拟存储控制设备独立于数据传输路径之外.从虚拟化存储的实现原理来讲也有两种方式;即数据块虚拟与虚拟文件系统.具体如下:

A.对称式虚拟存储
图1
图1对称式虚拟存储解决方案的示意图
在图1所示的对称式虚拟存储结构图中,存储控制设备 High Speed Traffic Directors(HSTD)与存储池子系统Storage Pool集成在一起,组成SAN Appliance.可以看到在该方案中存储控制设备HSTD在主机与存储池数据交换的过程中起到核心作用.该方案的虚拟存储过程是这样的:由HSTD内嵌的存储管理系统将存储池中的物理硬盘虚拟为逻辑存储单元(LUN),并进行端口映射(指定某一个LUN能被哪些端口所见),主机端将各可见的存储单元映射为操作系统可识别的盘符.当主机向SAN Appliance写入数据时,用户只需要将数据写入位置指定为自己映射的盘符(LUN),数据经过HSTD的高速并行端口,先写入高速缓存,HSTD中的存储管理系统自动完成目标位置由LUN到物理硬盘的转换,在此过程中用户见到的只是虚拟逻辑单元,而不关心每个LUN的具体物理组织结构.该方案具有以下主要特点:
(1)采用大容量高速缓存,显着提高数据传输速度.
缓存是存储系统中广泛采用的位于主机与存储设备之间的I/O路径上的中间介质.当主机从存储设备中读取数据时,会把与当前数据存储位置相连的数据读到缓存中,并把多次调用的数据保留在缓存中;当主机读数据时,在很大几率上能够从缓存中找到所需要的数据.直接从缓存上读出.而从缓存读取数据时的速度只受到电信号传播速度的影响(等于光速),因此大大高于从硬盘读数据时盘片机械转动的速度.当主机向存储设备写入数据时,先把数据写入缓存中,待主机端写入动作停止,再从缓存中将数据写入硬盘,同样高于直接写入硬盘的速度
(2)多端口并行技术,消除了I/O瓶颈.
传统的FC存储设备中控制端口与逻辑盘之间是固定关系,访问一块硬盘只能通过控制它的控制器端口.在对称式虚拟存储设备中,SAN Appliance的存储端口与LUN的关系是虚拟的,也就是说多台主机可以通过多个存储端口(最多8个)并发访问同一个LUN;在光纤通道100MB/带宽的大前提下,并行工作的端口数量越多,数据带宽就越高.
(3)逻辑存储单元提供了高速的磁盘访问速度.
在视频应用环境中,应用程序读写数据时以固定大小的数据块为单位(从512byte到1MB之间).而存储系统为了保证应用程序的带宽需求,往往设计为传输512byte以上的数据块大小时才能达到其最佳I/O性能.在传统SAN结构中,当容量需求增大时,唯一的解决办法是多块磁盘(物理或逻辑的)绑定为带区集,实现大容量LUN.在对称式虚拟存储系统中,为主机提供真正的超大容量,高性能LUN,而不是用带区集方式实现的性能较差的逻辑卷.与带区集相比,Power LUN具有很多优势,如大块的I/O block会真正被存储系统所接受,有效提高数据传输速度;并且由于没有带区集的处理过程,主机CPU可以解除很大负担,提高了主机的性能.
(4)成对的HSTD系统的容错性能.
在对称式虚拟存储系统中,HSTD是数据I/O的必经之地,存储池是数据存放地.由于存储池中的数据具有容错机制保障安全,因此用户自然会想到HSTD是否有容错保护.象许多大型存储系统一样,在成熟的对称式虚拟存储系统中,HSTD是成对配制的,每对HSTD之间是通过SAN Appliance内嵌的网络管理服务实现缓存数据一致和相互通信的.
(5)在SAN Appliance之上可方便的连接交换设备,实现超大规模Fabric结构的SAN.
因为系统保持了标准的SAN结构,为系统的扩展和互连提供了技术保障,所以在SAN Appliance之上可方便的连接交换设备,实现超大规模Fabric结构的SAN.
B.非对称式虚拟存储系统
图2
图2非对称式虚拟存储系统示意图
在图2所示的非对称式虚拟存储系统结构图中,网络中的每一台主机和虚拟存储管理设备均连接到磁盘阵列,其中主机的数据路径通过FC交换设备到达磁盘阵列;虚拟存储设备对网络上连接的磁盘阵列进行虚拟化操作,将各存储阵列中的LUN虚拟为逻辑带区集(Strip),并对网络上的每一台主机指定对每一个Strip的访问权限(可写,可读,禁止访问).当主机要访问某个Strip时,首先要访问虚拟存储设备,读取Strip信息和访问权限,然后再通过交换设备访问实际的Strip中的数据.在此过程中,主机只会识别到逻辑的strip,而不会直接识别到物理硬盘.这种方案具有如下特点:
(1)将不同物理硬盘阵列中的容量进行逻辑组合,实现虚拟的带区集,将多个阵列控制器端口绑定,在一定程度上提高了系统的可用带宽.
(2)在交换机端口数量足够的情况下,可在一个网络内安装两台虚拟存储设备,实现Strip信息和访问权限的冗余.
但是该方案存在如下一些不足:
(1)该方案本质上是带区集——磁盘阵列结构,一旦带区集中的某个磁盘阵列控制器损坏,或者这个阵列到交换机路径上的铜缆,GBIC损坏,都会导致一个虚拟的LUN离线,而带区集本身是没有容错能力的,一个LUN的损坏就意味着整个Strip里面数据的丢失.
(2)由于该方案的带宽提高是通过阵列端口绑定来实现的,而普通光纤通道阵列控制器的有效带宽仅在40MB/S左右,因此要达到几百兆的带宽就意味着要调用十几台阵列,这样就会占用几十个交换机端口,在只有一两台交换机的中小型网络中,这是不可实现的.
(3)由于各种品牌,型号的磁盘阵列其性能不完全相同,如果出于虚拟化的目的将不同品牌,型号的阵列进行绑定,会带来一个问题:即数据写入或读出时各并发数据流的速度不同,这就意味着原来的数据包顺序在传输完毕后被打乱,系统需要占用时间和资源去重新进行数据包排序整理,这会严重影响系统性能.
4 数据块虚拟与虚拟文件系统
以上从拓扑结构角度分析了对称式与非对称式虚拟存储方案的异同,实际从虚拟化存储的实现原理来讲也有两种方式;即数据块虚拟与虚拟文件系统.
数据块虚拟存储方案着重解决数据传输过程中的冲突和延时问题.在多交换机组成的大型Fabric结构的SAN中,由于多台主机通过多个交换机端口访问存储设备,延时和数据块冲突问题非常严重.数据块虚拟存储方案利用虚拟的多端口并行技术,为多台客户机提供了极高的带宽,最大限度上减少了延时与冲突的发生,在实际应用中,数据块虚拟存储方案以对称式拓扑结构为表现形式.
虚拟文件系统存储方案着重解决大规模网络中文件共享的安全机制问题.通过对不同的站点指定不同的访问权限,保证网络文件的安全.在实际应用中,虚拟文件系统存储方案以非对称式拓扑结构为表现形式.
虚拟存储技术和这门课的结合点
本学期的这门课中,所涉及的虚拟存储技术,实际上是虚拟存储技术的一个方面,特指以CPU时间和外存空间换取昂贵内存空间的操作系统中的资源转换技术
基本思想:程序,数据,堆栈的大小可以超过内存的大小,操作系统把程序当前使用的部分保留在内存,而把其他部分保存在磁盘上,并在需要时在内存和磁盘之间动态交换,虚拟存储器支持多道程序设计技术
目的:提高内存利用率
管理方式
A 请求式分页存储管理
在进程开始运行之前,不是装入全部页面,而是装入一个或零个页面,之后根据进程运行的需要,动态装入其他页面;当内存空间已满,而又需要装入新的页面时,则根据某种算法淘汰某个页面,以便装入新的页面
B 请求式分段存储管理
为了能实现虚拟存储,段式逻辑地址空间中的程序段在运行时并不全部装入内存,而是如同请求式分页存储管理,首先调入一个或若干个程序段运行,在运行过程中调用到哪段时,就根据该段长度在内存分配一个连续的分区给它使用.若内存中没有足够大的空闲分区,则考虑进行段的紧凑或将某段或某些段淘汰出去,这种存储管理技术称为请求式分段存储管理

❹ 实现虚拟存储器需要哪些硬件支持

实现虚拟存储器需要三方面的硬件支持：
1、请求分页/段的页表或段表机制；
请求分页存储管理是建立在分页存储管埋的基础上，并结合虚拟存储系统原理实现的，是目前常用的一种实现虚拟存储器的方式
2、缺页/段中断机构；
作用就是就是要访问的页不在主存，需要操作系统将其调入主存后再进行访问。在这个时候，被内存映射的文件实际上成了一个分页交换文件。
3、地址变换机构。
当进程要访问某个逻辑地址中的数据时，分页地址变换机构会自动地将有效地址(相对地址)分为页号页内地址两部分，再以页号为索引去检索页表。查找操作由硬件执行。在执行检索之前，先将页号与页表长度进行比较，如果页号大于或等于页表长度，则表示本次所访问的地址已超越进程的地址空间。于是，这一错误将被系统发现并产生一地址越界中断。若未出现越界错误，则将页表始址与页号和页表项长度的乘积相加，便得到该表项在页表中的位置，于是可从中得到该页的物理块号，将之装入物理地址寄存器中。与此同时，再将有效地址寄存器中的页内地址送入物理地址寄存器的块内地址字段中。这样便完成了从逻辑地址到物理地址的变换。

❺ 虚拟存储器有哪些特征其中最本质的特征是什么

虚拟存储器有离散性，多次性，对换性和虚拟性这四个主要特征：

1、离散性，是指内存分配时采用离散分配的方式。若采用连续分配方式，需要将作业装入到连续的内存区域，这样需要连续地一次性申请一部分内存空间，无法实现虚拟存储功能，只有采用离散分配方式，才能为它申请内存空间，以避免浪费内存空间。

2、 多次性，多次性是指一个作业被分成多次调入内存运行。作业在运行时，只将当前运行的那部分程序和数据装入内存，以后再陆续从外存将需要的部分调入内存。

3、 对换性，对换性是指允许在作业运行过程中换进换出。允许将暂时不用的程序和数据从内存调至外存的对换区，以后需要时再从外存调入到内存。

4、 虚拟性，虚拟性是指能够从逻辑上扩充内存容量，使用户所看到的内存容量远大于实际的内存容量。

(5)请求分页虚拟存储管理的实现原理扩展阅读：

虚拟存储器是计算机系统内存管理的一种技术。它使得应用程序认为它拥有连续的可用的内存（一个连续完整的地址空间），而实际上，它通常是被分隔成多个物理内存碎片，还有部分暂时存储在外部磁盘存储器上，在需要时进行数据交换。

虚拟存储器是由硬件和操作系统自动实现存储信息调度和管理的。它的工作过程包括6个步骤：

①中央处理器访问主存的逻辑地址分解成组号a和组内地址b，并对组号a进行地址变换，即将逻辑组号a作为索引，查地址变换表，以确定该组信息是否存放在主存内。

②如该组号已在主存内，则转而执行④；如果该组号不在主存内，则检查主存中是否有空闲区，如果没有，便将某个暂时不用的组调出送往辅存，以便将这组信息调入主存。

③从辅存读出所要的组，并送到主存空闲区，然后将那个空闲的物理组号a和逻辑组号a登录在地址变换表中。

④从地址变换表读出与逻辑组号a对应的物理组号a。

⑤从物理组号a和组内字节地址b得到物理地址。

⑥根据物理地址从主存中存取必要的信息。

❻ 分页存储管理的基本思想

分页式存储管理的基本原理：采用分页存储器允许把一个作业存放到若干不相邻的分区中，既可免去移动信息的工作，又可尽量减少主存的碎片。分页式存储管理的基本原理如下： 1、 页框：物理地址分成大小相等的许多区，每个区称为一块； 2、址分成大小相等的区，区的大小与块的大小相等，每个称一个页面。 3、 逻辑地址形式：与此对应，分页存储器的逻辑地址由两部分组成，页号和单元号。逻辑地址格式为 页号 单元号（页内地址） 4、页表和地址转换：如何保证程序正确执行呢？采用的办法是动态重定位技术，让程序的指令执行时作地址变换，由于程序段以页为单位，所以，我们给每个页设立一个重定位寄存器，这些重定位寄存器的集合便称页表。页表是操作系统为每个用户作业建立的，用来记录程序页面和主存对应页框的对照表，页表中的每一栏指明了程序中的一个页面和分得的页框的对应关系。绝对地址=块号*块长+单元号 以上从拓扑结构角度分析了对称式与非对称式虚拟存储方案的异同,实际从虚拟化存储的实现原理来讲也有两种方式;即数据块虚拟与虚拟文件系统. 数据块虚拟存储方案着重解决数据传输过程中的冲突和延时问题.在多交换机组成的大型Fabric结构的SAN中,由于多台主机通过多个交换机端口访问存储设备,延时和数据块冲突问题非常严重.数据块虚拟存储方案利用虚拟的多端口并行技术,为多台客户机提供了极高的带宽,最大限度上减少了延时与冲突的发生,在实际应用中,数据块虚拟存储方案以对称式拓扑结构为表现形式. 虚拟文件系统存储方案着重解决大规模网络中文件共享的安全机制问题.通过对不同的站点指定不同的访问权限,保证网络文件的安全.在实际应用中,虚拟文件系统存储方案以非对称式拓扑结构为表现形式. 虚拟存储技术,实际上是虚拟存储技术的一个方面,特指以CPU时间和外存空间换取昂贵内存空间的操作系统中的资源转换技术 基本思想:程序,数据,堆栈的大小可以超过内存的大小,操作系统把程序当前使用的部分保留在内存,而把其他部分保存在磁盘上,并在需要时在内存和磁盘之间动态交换,虚拟存储器支持多道程序设计技术 目的:提高内存利用率管理方式A 请求式分页存储管理 在进程开始运行之前,不是装入全部页面,而是装入一个或零个页面,之后根据进程运行的需要,动态装入其他页面;当内存空间已满,而又需要装入新的页面时,则根据某种算法淘汰某个页面,以便装入新的页面 B 请求式分段存储管理 为了能实现虚拟存储,段式逻辑地址空间中的程序段在运行时并不全部装入内存,而是如同请求式分页存储管理,首先调入一个或若干个程序段运行,在运行过程中调用到哪段时,就根据该段长度在内存分配一个连续的分区给它使用.若内存中没有足够大的空闲分区,则考虑进行段的紧凑或将某段或某些段淘汰出去,这种存储管理技术称为请求式分段存储管理

❼ linux为什么主要采用分页机制来实现虚拟存储管理

1 分页机制
在虚拟内存中，页表是个映射表的概念, 即从进程能理解的线性地址(linear address)映射到存储器上的物理地址(phisical address).
很显然，这个页表是需要常驻内存的东西, 以应对频繁的查询映射需要(实际上，现代支持VM的处理器都有一个叫TLB的硬件级页表缓存部件，本文不讨论）。
1.1 为什么使用多级页表来完成映射

但是为什么要使用多级页表来完成映射呢?
用来将虚拟地址映射到物理地址的数据结构称为页表, 实现两个地址空间的关联最容易的方式是使用数组, 对虚拟地址空间中的每一页, 都分配一个数组项. 该数组指向与之关联的页帧, 但这会引发一个问题, 例如, IA-32体系结构使用4KB大小的页, 在虚拟地址空间为4GB的前提下, 则需要包含100万项的页表. 这个问题在64位体系结构下, 情况会更加糟糕. 而每个进程都需要自身的页表, 这回导致系统中大量的所有内存都用来保存页表.
设想一个典型的32位的X86系统，它的虚拟内存用户空间(user space)大小为3G, 并且典型的一个页表项(page table entry, pte)大小为4 bytes，每一个页(page)大小为4k bytes。那么这3G空间一共有(3G/4k=)786432个页面，每个页面需要一个pte来保存映射信息，这样一共需要786432个pte!
如何存储这些信息呢？一个直观的做法是用数组来存储，这样每个页能存储(4k/4=)1K个，这样一共需要(786432/1k=)768个连续的物理页面(phsical page)。而且，这只是一个进程，如果要存放所有N个进程，这个数目还要乘上N! 这是个巨大的数目，哪怕内存能提供这样数量的空间，要找到连续768个连续的物理页面在系统运行一段时间后碎片化的情况下，也是不现实的。
为减少页表的大小并容许忽略不需要的区域, 计算机体系结构的涉及会将虚拟地址分成多个部分. 同时虚拟地址空间的大部分们区域都没有使用, 因而页没有关联到页帧, 那么就可以使用功能相同但内存用量少的多的模型: 多级页表

但是新的问题来了, 到底采用几级页表合适呢?
1.2 32位系统中2级页表
从80386开始, intel处理器的分页单元是4KB的页, 32位的地址空间被分为3部分

单元
描述

页目录表Directory 最高10位
页中间表Table 中间10位
页内偏移 最低12位
即页表被划分为页目录表Directory和页中间表Tabl两个部分
此种情况下, 线性地址的转换分为两步完成.
第一步, 基于两级转换表(页目录表和页中间表), 最终查找到地址所在的页帧
第二步, 基于偏移, 在所在的页帧中查找到对应偏移的物理地址
使用这种二级页表可以有效的减少每个进程页表所需的RAM的数量. 如果使用简单的一级页表, 那将需要高达220个页表, 假设每项4B, 则共需要占用220?4B=4MB的RAM来表示每个进程的页表. 当然我们并不需要映射所有的线性地址空间(32位机器上线性地址空间为4GB), 内核通常只为进程实际使用的那些虚拟内存区请求页表来减少内存使用量.
1.3 64位系统中的分页
正常来说, 对于32位的系统两级页表已经足够了, 但是对于64位系统的计算机, 这远远不够.
首先假设一个大小为4KB的标准页. 因为1KB覆盖210个地址的范围, 4KB覆盖212个地址, 所以offset字段需要12位.
这样线性地址空间就剩下64-12=52位分配给页中间表Table和页目录表Directory. 如果我们现在决定仅仅使用64位中的48位来寻址(这个限制其实已经足够了, 2^48=256TB, 即可达到256TB的寻址空间). 剩下的48-12=36位被分配给Table和Directory字段. 即使我们现在决定位两个字段各预留18位, 那么每个进程的页目录和页表都包含218个项, 即超过256000个项.
基于这个原因, 所有64位处理器的硬件分页系统都使用了额外的分页级别. 使用的级别取决于处理器的类型

平台名称
页大小
寻址所使用的位数
分页级别数
线性地址分级

alpha 8KB 43 3 10 + 10 + 10 + 13
ia64 4KB 39 3 9 + 9 + 9 + 12
ppc64 4KB 41 3 10 + 10 + 9 + 12
sh64 4KB 41 3 10 + 10 + 9 + 12
x86_64 4KB 48 4 9 + 9 + 9 + 9 + 12

❽ 请说明为什么请求分页存储管理可以实现虚拟存储

请求分页是在分页的基础上实现。

它们之间的根本区别在于是否将一作业的全部地址空间同时装入主存。

请求分页存储管理不要求将作业全部地址空间同时装入主存。

基于这一点，请求分页存储管理可以提供虚存，而分页存储管理却不能提供虚存。

❾ 请求分页管理可以实现虚拟存储器

请求式分页存储管理技术是在静态分页的基础上发展起来的，二者的根本区别就是请求式分页提供虚拟存储器。

❿ 操作系统请求分页存储方式的基本原理是什么谢谢

3．请求分页系统(1)请求分页对页表的扩充
在请求分页系统中所使用的主要数据结构仍然是页表。它对页式系统中的页表机制进行了扩充但其基本作用是实现由用户地址空间到物理内存空间的映射。由于只将应用程序的一部分装入内存，还有一部分仍在磁盘上，故需在页表中增加若干项，供操作系统实现虚拟存储器功能时参考。常见的系统中，一般对页表的表项进行如下扩充：除了页号对应的物理块号，还增加了状态位、修改位、外存地址和访问字段等。
·状态位，用于指示该页是否已经调入了内存。该位一般由操作系统软件来管理，每当操作系统把一页调人物理内存中时，置位。相反，当操作系统把该页从物理内存调出时，复位。CPU对内存进行引用时，根据该位判断要访问的页是否在内存中，若不在内存之中，则产生缺页中断。
·修改位，表示该页调入内存后是否被修改过。当CPU以写的方式访问页面时，对该页表项中的修改位置位。该位也可由操作系统软件来修改，例如，当操作系统将修改过页面保存在磁盘上后，可将该位复位。
·外存地址，用于指出该页在外存上的地址，供调人该页时使用。
·访问宇段，用于记录本页在一定时间内被访问的次数，或最近已经有多长时间未被访问。提供给相应的置换算法在选择换出页面时参考。
(2)对缺页中断的支持
在请求分页系统中，CPU硬件一定要提供对缺页中断的支持，根据页表项中的状态位判断是否产生缺页中断。缺页中断是一个比较特殊的中断，这主要体现在如下两点：
·在指令的执行期间产生和处理缺页信号。通常的CPU外部中断，是在每条指令执行完毕后检查是否有中断请求到达。而缺页中断，是在一条指令的执行期间，发现要访问的指令和数据不在内存时产生和处理的。
·一条指令可以产生多个缺页中断。例如，一条双操作数的指令，每个操作数都不在内存中，这条指令执行时，将产生两个中断。CPU提供的硬件支持，还要体现在当从中断处理程序返回时，能够正确执行产生缺页中断的指令。
(3)页面调度策略
虚拟存储器系统通常定义三种策略来规定如何(或何时)进行页面调度：调入策略、置页策略和置换策略。
(4)置换算法(replacementalgorithm)决定在需要调入页面时，选择内存中哪个物理页面被置换。置换算法的出发点应该是，把未来不再使用的或短期内较少使用的页面调出。而未来的实际情况是不确定的，通常只能在局部性原理指导下依据过去的统计数据进行预测。常用的算法有以下几种：
·最佳算法(optimal，OPT)。选择“未来不再使用的”或“在离当前最远位置上出现的”页面被置换。这是一种理想情况，是实际执行中无法预知的，因而不能实现，只能用作性能评价的依据。
·最近最久未使用算法(LeastRecentlyUsed，LRU)。选择内存中最久未使用的页面被置换，这是局部性原理的合理近似，性能接近最佳算法。但由于需要记录页面使用时间的先后关系，硬件开销太大。LRU可用如下的硬件机构帮助实现：
一个特殊的栈：把被访问的页面移到栈顶，于是栈底的是最久未使用页面。每个页面设立移位寄存器：被访问时左边最高位置1，定期右移并且最高位补0，于是寄存器数值最小的是最久未使用页面。
·先进先出算法(FIFO)。选择装入最早的页面置换。可以通过链表来表示各页的装入时间先后。FIFO的性能较差，因为较早调入的页往往是经常被访问的页，这些页在FIFO算法下被反复调入和调出，并且有Belady现象。所谓Belady现象是指：采用FIFO算法时，如果对—个进程未分配它所要求的全部页面，有时就会出现分配的页面数增多但缺页率反而提高的异常现象。Belady现象可形式化地描述为：一个进程户要访问M个页，OS分配舻个内存页面给进程P；对一个访问序列S，发生缺页次数为PE(占，N)。当N增大时，PE(S，N)时而增大时而减小。Belady现象的原因是FIFO算法的置换特征与进程访问内存的动态特征是矛盾的，即被置换的页面并不是进程不会访问的。
·时钟(clock)算法。也称最近未使用算法(NotRecentlyUsed，NRU)，它是LRU和FIFO的折中。每页有一个使用标志位(usebit)，若该页被访问则置userbit=l，这是由CPU的硬件自动完成的。置换时采用一个指针，从当前指针位置开始按地址先后检查各页，寻找usebit=0的面作为被置换页。指针经过的userbit=l的页都修改userbit=O，这个修改的过程是操作系统完成的，最后指针停留在被置换页的下一个页。
·最不常用算法(LeastFrequentlyUsed，LFU)。选择到当前时间为止被访问次数最少的页面被置换。每页设置访问计数器，每当页面被访问时，该页面的访问计数器加1。发生缺页中断时，淘汰计数值最小的页面，并将所有计数清零。
·页面缓冲算法(pagebuffering)。它是对FIFO算法的发展，通过建立置换页面的缓冲，这样就有机会找回刚被置换的页面，从而减少系统I／0的开销。页面缓冲算法用FIFO算法选择被置换页，把被置换的页面放人两个链表之一。即是如果页面未被修改，就将其归人到空闲页面链表的末尾，否则将其归人到已修改页面链表。空闲页面和已修改页面，仍停留在内存中一段时间，如果这些页面被再次访问，只需较小开销，被访问的页面就可以返还作为进程的内存页。需要调入新的物理页面时，将新页面内容读人到空闲页面链表的第一项所指的页面，然后将第一项删除。当已修改页面达到一定数目后，再将它们一起调出到外存，然后将它们归人空闲页面链表。这样能大大减少I／O操作的次数。