1.页表机制
在请求分页系统中，页表机制是实现虚拟存储最基础的数据结构。它不仅负责逻辑地址到物理地址的映射，还记录了页面在内存中的状态，为“调页”和“置换”提供依据。
相比于基本分页系统，请求分页系统的页表项（Page Table Entry）增加了几个非常关键的字段。
一个典型的请求分页页表项结构如下：
| 页号 | 物理块号 | 状态位 (P) | 访问字段 (A) | 修改位 (M) | 外存地址 |
|---|---|---|---|---|---|
各个字段的作用详解：
1. 状态位 (Present/Absent bit, P)
- 作用： 标识该页当前是否已经在内存中。
- 逻辑： *
1：在内存中，地址转换机构可以直接读取物理块号。0：不在内存中，此时会触发缺页中断，请求操作系统从磁盘调入。
2. 访问字段 (Access bit, A)
- 作用： 记录该页在一段时间内被访问的次数，或者记录上次被访问的时间。
- 用途： 为页面置换算法（如 LRU）提供参考。当内存满时，系统会查看这个字段，挑出那些“不常被访问”的页面换出到外存。
3. 修改位 (Dirty bit, M)
- 作用： 标识该页在调入内存后是否被修改过（即是否写过该页的内容）。
- 意义： 提高效率。
- 如果
M=0（未修改）：页面被换出时，直接覆盖即可，不需要写回磁盘。 - 如果
M=1（已修改）：页面被换出前，必须先写回磁盘，以保证数据一致性。
- 如果
4. 外存地址
- 作用： 指出该页在磁盘上的物理地址（通常在交换区/Swap Space）。
- 用途： 当发生缺页中断时，系统根据这个地址去磁盘上找到该页的内容并调入内存。
页表在地址变换中的工作流程：
当进程访问某个逻辑地址时，地址变换机构的操作如下：
- 查快表（TLB）： 首先在高速缓存中找，如果命中，直接得到物理地址。
- 查页表： 如果快表没中，去内存查页表。
- 检查状态位：
- 如果状态位为 1：说明在内存，将页表中的物理块号与页内偏移量拼接，得到物理地址。同时更新“访问字段”和“修改位”。
- 如果状态位为 0：产生缺页中断。CPU 转去执行缺页处理程序：
- 检查内存是否有空闲块。
- 若无空闲块，根据置换算法（利用“访问字段”）选出一页换出。
- 若换出的页“修改位”为 1，则需写回磁盘。
- 根据“外存地址”将新页调入内存，更新页表中的状态位和物理块号。
总结：
请求分页的页表就像是一个“动态追踪表”，它不仅告诉你“去哪里找这个数据”，还告诉 CPU “这个数据现在在不在家”、“你有没有改过它”以及“我们要不要把它踢走”。
2.缺页中断机构
在请求分页系统中，缺页中断机构是实现“虚实转换”最关键的动力源泉。当程序试图访问一个当前不在内存中的页面时，这个机构就会“跳”出来，通知操作系统去搬运数据。
以下是关于缺页中断机构的深度解析：
1. 什么是缺页中断？
缺页中断是一种内部中断（也称为“异常”或“陷阱”）。
当 CPU 执行指令并进行地址变换时，如果发现要访问的页面在页表中的状态位为 0（不在内存中），硬件就会立即产生一个缺页中断信号。
2. 缺页中断的处理全过程
处理缺页中断不仅需要硬件（MMU）的侦测，更需要操作系统内核的介入。流程如下：
- 保护现场： CPU 暂停当前进程，保存通用寄存器和指令计数器（PC）的值。
- 查表定位： OS 检查该虚拟地址是否合法。如果合法，则从页表中找到该页在外存（磁盘）的具体位置。
- 寻找空闲块：
- 如果有空闲内存块，直接分配。
- 如果没有空闲块，则调用页面置换算法（如 LRU），选出一个“牺牲页”。如果该页被修改过，还需先写回磁盘。
- 启动 I/O 调页： 操作系统发出磁盘读取请求，将缺失的页面装入空闲内存块。此时进程进入阻塞状态，等待磁盘搬运数据。
- 修改页表： 数据搬完后，修改页表项：
- 填入新的物理块号。
- 将状态位改为 1。
- 恢复现场并重新执行： 进程回到就绪队列。当再次获得 CPU 时，重新执行那条曾经引起缺页的指令。
3. 缺页中断的“三大特性” (与一般中断的区别)
缺页中断是一类非常特殊的中断，它有三个显著特征：
- 在指令执行期间产生： 普通中断（如 I/O 完成）通常在一条指令执行完后才去检查处理；而缺页中断是在指令执行过程中，因为拿不到数据被迫中断。
- 一条指令可能触发多次： 如果一条指令需要访问多个内存地址（比如双操作数指令），且这些地址分布在不同的页面，那么执行这一条指令可能连着跳出多次缺页中断。
- 指令复执： 普通中断处理完后通常执行下一条指令；缺页中断处理完后，必须重新执行被中断的那一条指令，因为上次失败是因为没数据，现在数据有了，得重试。
4. 对性能的影响
缺页中断是一个“极其沉重”的操作。
- CPU 速度是纳秒（ns）级别的。
- 磁盘访问是毫秒（ms）级别的。
由于两者速度相差数万倍，如果程序频繁缺页（这种现象称为抖动/置换），系统的效率会呈断崖式下跌。因此，设计好的页面置换算法和保持适当的驻留集大小至关重要。
3.地址变换机构
在操作系统中，请求分页管理方式是在基本分页管理的基础上，增加了“请求调页”和“页面置换”功能。其地址变换机构是实现虚拟存储器的核心。
相比于基本分页，请求分页的地址变换过程更加复杂，因为它需要处理页面不在内存中的情况。
1. 核心流程图解
请求分页的地址变换主要分为以下几个关键阶段：
2. 详细变换步骤
假设 CPU 给出一个逻辑地址（由页号 P 和页内偏移量 W 组成）：
- 检索快表 (TLB)：
- 首先在快表中查找该页号 P。
- 若命中： 直接从快表中取出物理块号 b，与偏移量 W 拼接形成物理地址。同时修改页表项中的“访问位”（用于置换算法）。
- 若未命中： 进入下一步，查找内存中的页表。
- 检索页表 (Page Table)：
- 根据页表始址和页号 P 找到对应的页表项。
- 检查状态位 (P)： 查看该页是否已调入内存。
- 状态位为 1： 表示在内存中。读取物理块号 b，拼装物理地址，并更新快表。
- 状态位为 0： 表示不在内存中，触发缺页中断 (Page Fault)。
- 处理缺页中断：
- 操作系统接管 CPU，进入缺页中断处理程序。
- 检查内存是否有空闲块：
- 有空闲块：从外存将目标页调入，写入页表。
- 无空闲块：通过页面置换算法（如 LRU、FIFO）选择一页换出。如果被换出的页在内存中被修改过（查看“修改位”），需写回外存。
- 更新页表项（填入物理块号，状态位置 1）。
- 重新执行指令：
- 页面调入后，CPU 重新执行刚才导致中断的指令。此时，页号 P 已在内存中，地址变换成功。
3. 页表项结构的差异
请求分页的页表项比基本分页多了几个关键字段，以支持虚拟存储：
| 字段名 | 作用 |
|---|---|
| 页号 / 物理块号 | 地址映射的基础。 |
| 状态位 (P) | 指示该页是否已调入内存。 |
| 访问字段 (A) | 记录该页被访问的次数或时间，供置换算法参考。 |
| 修改位 (M) | 标识该页调入内存后是否被修改过（决定换出时是否要写回磁盘）。 |
| 外存地址 | 该页在外存（通常是磁盘 Swap 分区）的存放位置。 |
4. 关键特点总结
- 两次查表： 第一次查 TLB，第二次查内存页表。
- 异常处理： 增加了“缺页中断”处理逻辑，涉及 I/O 操作（从磁盘读页），这是地址变换中最耗时的部分。
- 动态更新： 随着页面的换入换出，页表和快表的内容在频繁动态变化。