请求分页存储管理方式

本文主要是介绍请求分页存储管理方式，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！

目录

请求分页中的硬件支持

1. 请求页表机制

2. 缺页中断机构

硬件支持的详细工作流程

示例代码

请求分页中的内存分配

最小物理块数的确定

分配方式

分配公平性

请求分页存储管理方式中的内存分配策略

具体示例

页面调入策略

最近最久未使用（LRU, Least Recently Used）

最少使用（LFU, Least Frequently Used）

先进先出（FIFO, First In First Out）

结语

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        请求分页存储管理方式是一种 commonly used 的虚拟内存管理技术，它结合了分页存储管理和按需装入的概念。在请求分页中，进程的地址空间被划分为多个页，但只将部分页装入内存，其余页留在磁盘上。当进程访问未驻留内存的页时，会触发缺页中断，操作系统负责将该页调入内存。

请求分页中的硬件支持

        为了实现请求分页，系统必须提供一定的硬件支持。除了要求一定容量的内存和磁盘外，还需要以下硬件组件：

1. 请求页表机制

        请求分页系统需要使用请求页表，其基本作用是将虚拟地址映射到物理地址。为了满足页面换进换出，在请求页表中增加了以下四个字段：

• 存在位（Present Bit）：指示该页是否驻留在物理内存中。如果存在位为0，表示该页不在内存中，需要触发缺页中断。
• 访问字段（Accessed Bit）：记录该页是否被访问过，用于页面置换算法（如LRU算法）来判断哪些页可以被换出。
• 修改位（Dirty Bit）：指示该页是否被修改过。如果被修改过，在换出时需要将该页写回到磁盘。
• 页框号（Frame Number）：记录该页在物理内存中的位置。

2. 缺页中断机构

缺页中断是当进程访问未驻留内存的页时触发的中断。缺页中断机构负责以下任务：

• 保护 CPU 环境：保存当前的CPU状态和寄存器内容，以便在中断处理完成后能够恢复。
• 分析中断原因：确定中断是由于缺页引起的，并识别缺页的虚拟地址。
• 转入缺页中断处理程序：调用操作系统中的缺页中断处理程序，负责将所需的页面从磁盘加载到内存中。
• 恢复 CPU 环境：在中断处理完成后，恢复之前保存的CPU状态和寄存器内容，使进程继续执行。

硬件支持的详细工作流程

以下是请求分页过程中硬件支持的详细工作流程：

1. 地址转换：

   • CPU 生成虚拟地址。
   • 请求页表机制将虚拟地址拆分为页号和页内偏移量。
   • 检查请求页表中的存在位。
     • 如果存在位为1，页面在内存中，直接使用页框号和页内偏移量生成物理地址。
     • 如果存在位为0，触发缺页中断。

2. 缺页中断处理：

   • 缺页中断机构保存当前CPU环境。
   • 分析中断原因，确定缺页的虚拟地址。
   • 调用操作系统的缺页中断处理程序。
     • 从磁盘读取缺页对应的页面。
     • 更新请求页表中的页框号和存在位。
     • 如果需要，更新访问字段和修改位。
   • 恢复CPU环境。
   • 重新执行引起缺页中断的指令。

示例代码

以下是一个简化的示例代码，展示了如何处理请求分页中的缺页中断：

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>#define PAGE_SIZE 4096
#define NUM_PAGES 256
#define MEMORY_SIZE (PAGE_SIZE * NUM_PAGES)typedef struct {int present;   // 存在位int accessed;  // 访问字段int dirty;     // 修改位int frame_number; // 页框号
} PageTableEntry;PageTableEntry page_table[NUM_PAGES];
char memory[MEMORY_SIZE];void handle_page_fault(int page_number) {printf("Handling page fault for page number: %d\n", page_number);// 从磁盘加载页面到内存中（模拟）int frame_number = page_number; // 简化示例，假设页框号等于页号page_table[page_number].frame_number = frame_number;page_table[page_number].present = 1;// 模拟数据加载snprintf(memory + frame_number * PAGE_SIZE, PAGE_SIZE, "Data for page %d", page_number);
}void access_memory(int virtual_address) {int page_number = virtual_address / PAGE_SIZE;int offset = virtual_address % PAGE_SIZE;if (page_number >= NUM_PAGES) {printf("Invalid virtual address\n");return;}if (!page_table[page_number].present) {handle_page_fault(page_number);}int frame_number = page_table[page_number].frame_number;char *data = memory + frame_number * PAGE_SIZE + offset;printf("Accessed data: %s\n", data);
}int main() {// 初始化页表for (int i = 0; i < NUM_PAGES; i++) {page_table[i].present = 0;page_table[i].accessed = 0;page_table[i].dirty = 0;page_table[i].frame_number = -1;}// 模拟内存访问access_memory(0x1234); // 访问虚拟地址 0x1234access_memory(0x5678); // 访问虚拟地址 0x5678return 0;
}

请求分页中的内存分配

        请求分页是一种内存管理技术，它结合了分页和按需调页的优势，提高了内存利用率和系统的灵活性。在请求分页中，内存分配涉及几个关键问题：

1. 最小物理块数的确定：确保每个进程能够正常运行所需的最小物理块数。
2. 分配方式：选择固定分配还是可变分配。
3. 分配公平性：决定如何公平地分配物理块，采用平均分配或按比例分配。

最小物理块数的确定

为了保证进程能正常运行，需要为每个进程分配至少一定数量的物理块。确定最小物理块数时，需要考虑以下因素：

• 进程的工作集大小：进程运行过程中实际所需的最小页面数。
• 系统的上下文切换开销：频繁的缺页中断将增加系统开销，可能影响进程的响应时间。

最小物理块数的选择通常是操作系统预设的一个阈值，具体值根据系统资源和应用需求确定。

分配方式

进程的物理块可以采用固定分配或可变分配两种方式：

1. 固定分配（Fixed Allocation）

   • 定义：为每个进程分配固定数量的物理块，数量在进程创建时确定，不随运行过程中变化。
   • 优点：实现简单，易于管理。
   • 缺点：可能无法应对进程的动态需求，导致部分进程缺页中断频繁而其他进程空闲。

2. 可变分配（Variable Allocation）

   • 定义：根据进程运行情况动态调整所分配的物理块数量，灵活应对内存需求。
   • 优点：灵活性高，能够更好地适应进程的实际需要。
   • 缺点：实现复杂，管理难度高。

分配公平性

为了确保资源利用的公平性，在分配物理块时可选择以下策略：

1. 平均分配算法（Equal Allocation Algorithm）

   • 实现：将物理块平均分配给每个进程。
   • 优点：公平、简单，每个进程获得相同数量的物理块。
   • 缺点：忽略了进程实际的工作集大小，可能导致不必要的缺页中断。

2. 按比例分配算法（Proportional Allocation Algorithm）

   • 实现：根据进程的大小或优先级按比例分配物理块。
   • 优点：考虑了进程实际的内存需求，提高了内存利用效率。
   • 缺点：需要更多信息和计算，管理复杂。

请求分页存储管理方式中的内存分配策略

1. 固定分配局部置换（Fixed Allocation, Local Replacement）

   • 描述：为每个进程分配一组固定数量的物理块，运行期间不再改变。
   • 缺页处理：当进程发生缺页中断时，只能从分配给该进程的物理块中选择一个页换出，再装入所需页。
   • 优点：简单易行，进程间互不干扰，保证了隔离性。
   • 缺点：可能导致频繁的缺页中断，内存利用率较低。

2. 可变分配全局置换（Variable Allocation, Global Replacement）

   • 描述：为每个进程初始分配一定数量的物理块，运行期间可根据需要动态调整。
   • 缺页处理：当进程发生缺页中断时，可以从系统的空闲物理块中分配，也可以选择全局范围内任一物理块上的页换出，再装入新页。
   • 优点：灵活应对内存需求，提高了内存利用率。
   • 缺点：管理和实现复杂，可能导致缺页率增加，影响系统性能。

具体示例

固定分配局部置换示例：

function handlePageFault(process) {if (process.allocatedFrames < process.maxFrames) {frame = allocateFrame();loadPage(process.page, frame);} else {victimPage = selectVictimPage(process);evictPage(victimPage);frame = victimPage.frame;loadPage(process.page, frame);}
}function selectVictimPage(process) {// Implement LRU, FIFO or any other page replacement algorithm inside the process's limit
}

可变分配全局置换示例：

function handlePageFaultGlobal(process) {if (freeFrameAvailable()) {frame = allocateFrame();loadPage(process.page, frame);} else {victimPage = selectGlobalVictimPage();evictPage(victimPage);frame = victimPage.frame;loadPage(process.page, frame);}
}function selectGlobalVictimPage() {// Implement LRU, FIFO or any other page replacement algorithm across all processes
}function freeFrameAvailable() {// Check the central free frame listreturn freeFrameList.size > 0;
}

 

页面调入策略

        页面调入策略（Page Replacement Policies）是在发生缺页中断时，操作系统决定将哪个页调入内存，确保系统运行的最优性能。通过合理选择需要调入的页，可以减少缺页中断次数，提高内存利用率和系统效率。以下是几种常用的页面调入策略：

最近最久未使用（LRU, Least Recently Used）

LRU算法选择最近最久未使用的页进行调入。该算法假设最近未被使用的页在将来被访问的可能性最小。

• 实现：为每个页设置一个访问字段，记录该页自上次被访问以来的时间。每次访问页面时，更新该访问字段。
• 过程：
  1. 发生缺页中断时，查找所有在内存中的页面，选择访问字段值最大的页面（即最近最久未使用的页面）。
  2. 替换选中的页面，将缺页页面调入内存。

示例伪代码：

function lruPageReplacement(pageTable) {oldestPage = pageTable[0];for each page in pageTable {if page.accessTime > oldestPage.accessTime {oldestPage = page;}}return oldestPage;
}function handlePageFault_LRU(pageTable, newPage) {victimPage = lruPageReplacement(pageTable);evictPage(victimPage);loadPage(newPage, victimPage.frame);pageTable.updateAccessTime(newPage);
}

 

最少使用（LFU, Least Frequently Used）

LFU算法选择在最近时期使用最少的页进行调入。它假设使用频率最低的页在将来被访问的可能性也较低。

• 实现：为每个页设置一个计数器，记录该页被访问的次数。每次访问页面时，增加该计数器的值。
• 过程：
  1. 发生缺页中断时，查找所有在内存中的页面，选择计数器值最小的页面（即最近使用最少的页面）。
  2. 替换选中的页面，将缺页页面调入内存。

示例伪代码：

 

function lfuPageReplacement(pageTable) {leastUsedPage = pageTable[0];for each page in pageTable {if page.accessCount < leastUsedPage.accessCount {leastUsedPage = page;}}return leastUsedPage;
}function handlePageFault_LFU(pageTable, newPage) {victimPage = lfuPageReplacement(pageTable);evictPage(victimPage);loadPage(newPage, victimPage.frame);pageTable.updateAccessCount(newPage);
}

 

先进先出（FIFO, First In First Out）

FIFO算法选择最早进入内存的页进行调入。该算法利用队列的数据结构来管理页面按进入内存的先后顺序。

• 实现：为页面设置一个队列，根据调入的先后顺序排列。
• 过程：
  1. 发生缺页中断时，选择队列中的第一个页（即最早进入内存的页面）。
  2. 替换选中的页面，将缺页页面调入内存，将新的页面添加到队列末尾。

示例伪代码：

function fifoPageReplacement(pageQueue) {victimPage = pageQueue.head();pageQueue.dequeue();return victimPage;
}function handlePageFault_FIFO(pageQueue, newPage) {victimPage = fifoPageReplacement(pageQueue);evictPage(victimPage);loadPage(newPage, victimPage.frame);pageQueue.enqueue(newPage);
}

 

各页面调入策略的优缺点：

• LRU

  • 优点：较符合实际应用的访问模式，能有效减少缺页中断的发生。
  • 缺点：实现复杂，需要维护访问时间记录，开销较大。

• LFU

  • 优点：关注页面的访问频率，对于某些特定使用场景效果较好。
  • 缺点：实现复杂，需要维护访问计数器；如果某些页面使用突然频繁，可能导致性能不佳。

• FIFO

  • 优点：实现简单，使用队列管理页面的调入顺序。
  • 缺点：可能不符合实际应用的访问模式，容易发生Belady异常（FIFO Anomaly），即增加页框反而增加缺页率。

 

结语

        请求分页存储管理方式是 commonly used 的虚拟内存管理技术，它通过在磁盘和内存之间移动页，实现了按需装入和虚拟内存。请求分页中的硬件支持包括请求页表机制和缺页中断机构，内存分配策略包括固定分配和可变分配，页面调入策略 commonly used LRU、LFU 和 FIFO 算法。了解请求分页存储管理方式，有助于我们理解虚拟内存的管理技术，并提高系统的性能和稳定性。

这篇关于请求分页存储管理方式的文章就介绍到这儿，希望我们推荐的文章对编程师们有所帮助！

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