存储器管理之请求式分页管理

与纯分页存储管理不同，请求式分页管理系统只需作业的部分页面调入内存就可以运行了。
但系统需要解决下面三个问题：
⑴系统如何获知进程当前所需页面不在主存。
⑵当发现缺页时，如何把所缺页面调入主存。
⑶当主存中没有空闲的页框时，为了要接受一个新页，需要把老的一页淘汰出去，根据什么 策略选择欲淘汰的页面。

中断位：１表示该页在主存；０相反。
访问位：１表示该页最近被访问过；０相反。
改变位：１表示该页内容已被修改；０相反。

请求分页存储管理的地址变换流程图

查页表时，当存在位指示该页不在主存时，则引起一个缺页中断发生，相应的中断处理程序把控制转向缺页中断子程序。执行此子程序，即把所缺页面装入主存。然后处理机重新执行缺页时打断的指令，这时，就将顺利形成物理地址。如上图所示。

当要放一页面到全满的主存块时，系统需要淘汰一页。用来选取淘汰哪一页的规则，叫 置换算法（或置换策略）。
页面失效率 f ＝缺页次数／访问页面总数＊100％

从主存中移出永不再用的页面，至少是选择最远将来才用的页面淘汰之。其实，这是 一个不实用的算法，因为页面走向是不可预知的。

选择在主存中驻留时间最长的一页淘汰。

选择在最近一段时间内最久没有访问过的页面淘汰之。

当一存储块中的页面访问时，其相应的“页面访问”位由硬件自动置“１”，而由页面管理体制软件周期性地（设周期为Ｔ，其值通常为几百毫秒），把所有的页面访问位重 新置为“０”。这样，在时间Ｔ内，某些被访问的页面，其对应的访问位为“１”而未访问的页面，其对应的访问位为“０”。
下图算法就是循环地通过相应的页表， 查寻页面访问位为“０”的页面。在查找过程中，那些被访问的页所对应的访问位被重新置为“０”。由此可见，实际上这种近似 LRU算法，已经退化成一种“最近不用”的 算法NRU（Not Recently Used）。

对于数据页面共享，可以安排在诸作业地址空间中的任何一个页面上。至于库例程的共享则不然，它必须把共享的例程，安排到所有共享它的作业地址空间中相同的页面中，即共享例程所在的地址空间必须重叠。如下图所示。

实现页面共享引起的主要问题是，当共享页从主存中淘汰或被重新装入主存时，共享此页的所有作业页表中的相应“页面存在”位都必须更新。具体实现时采用如下技术：

为那些被共享的页面独立设置一张页表——公共页表，当某个被共享的页面与辅存之间交换时，必需对这个公共页表的表目加以更新，至于有共享页面的作业之页表，其相应表目设有一指针，指向该页在公共页表的表目即可。
总之，实现页面共享，必须使共享的页面具有相同的页号，或者要在地址之间重叠，这 将带来麻烦。因此分页不利于共享。这可以在分段存储管理中得到改进。

⑴不需要移动就可解决零头问题，提高主存的利用率。
⑵可提供大容量的多个虚拟存储器。
⑶多道程序运行的程度提高了。
⑷更加方便用户（对大作业而言）。

⑴采用了动态地址变换机构，增加计算机的成本，降低处理速度
⑵系统为各种表格花费额外空间，时间。
⑶引入块内的零头问题。
⑷对于纯分页系统，要求运行的作业全部装入，使得作业的地址空间受到主存实际容 量的限制。
⑸对于请求分页系统，为处理页面中断增加了系统开销。
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