虚拟内存管理--请求分页管理方式
1. 核心思想
请求分页是虚拟内存的典型实现，基于基本分页管理，增加请求调页（按需调入页面）和页面置换（内存不足时换出页面）功能，仅将当前需用页面装入内存，实现“部分装入、动态调度”。
2. 页表机制（扩展页表项）
在基本分页页表项基础上，新增4个字段支持虚拟内存：
字段 | 作用 |
状态位（P） | 标记页面是否在内存（1=在内存，0=在外存）。 |
访问字段（A） | 记录页面近期访问次数或未访问时间（供置换算法选择淘汰页）。 |
修改位（M） | 标记页面是否被修改（1=修改过，换出时需写回外存；0=未修改，直接丢弃）。 |
外存地址 | 页面在外存（如磁盘）的存放地址（供请求调页时读取）。 |
3. 缺页中断机构
当访问的页面不在内存（状态位P=0）时，触发缺页中断，处理流程如下：
1、中断处理：保护CPU环境 → 转入缺页中断处理程序 → 阻塞当前进程（放
2、内存检查：
- 有空闲页框：分配页框，从外存调入页面 → 更新页表（P=1，物理块号，A=1）。
- 无空闲页框：启动页面置换算法选择淘汰页 → 若淘汰页M=1，写回外存 → 调入新页面，更新页表。
3、恢复执行：唤醒进程（放回就绪队列），重新执行被中断指令。
缺页中断的特殊性：
- 内部异常：在指令执行期间产生（而非指令执行后）。
- 多次中断：一条指令可能触发多次缺页（如访问数组的多个页面）。
4. 地址变换机构
在基本分页地址变换基础上，增加缺页中断处理和页面置换逻辑，步骤如下：
- 先检索快表，若命中，则从相应表项中取出该页的物理块号，并修改页表项中的访问位，以供置换算法换出页面时参考。对于写指令，还需要将修改位置为1。
- 若快表未命中，则要到页表中查找，若找到，则从相应表项中取出物理块号，并将该页表项写入快表，若快表已满，则需采用某种算法替换。
- 若在页表中未找到，则需要进行缺页中断处理，请求系统将该页从外存换入内存，页面被调入内存后，由操作系统负责更新页表和快表，并获得物理块号。
- 利用得到的物理块号和页内地址拼接形成物理地址，用该地址去访存。
访存次数：
- 快表命中：1次访存。
- 快表未命中但页面在内存：2次访存（查页表+访存）。
- 缺页：多次访存（外存读页+更新页表+快表+访存）。
5. 请求分页 vs 基本分页
对比项 | 基本分页 | 请求分页 |
内存装入 | 全部页面装入内存 | 仅需装入当前需用页面（部分装入） |
页表字段 | 仅物理块号 | 新增状态位、访问位、修改位、外存地址 |
核心功能 | 地址映射（逻辑→物理） | 地址映射+请求调页+页面置换 |
适用场景 | 物理内存管理 | 虚拟内存管理（逻辑扩充内存） |
核心考点 📌
- 页表扩展字段：状态位（P）判断是否缺页，修改位（M）决定是否写回外存。
- 缺页中断处理流程：中断→检查空闲页框→调页/置换→更新页表→恢复执行。
- 地址变换步骤：快表→页表→缺页中断→物理地址，注意快表未命中和缺页的不同处理。
- 缺页中断的特殊性：指令执行中产生，可能多次触发。
总结
请求分页通过“按需调页”和“页面置换”，结合局部性原理，实现了内存的逻辑扩充，是虚拟内存最核心的实现方式。其关键在于扩展页表项记录页面状态、通过缺页中断动态调度页面，以及高效的地址变换机制（快表+页表）。
✨ 一句话记忆：请求分页按需调，缺页中断动态补，页表扩展状态位，地址变换快表助！ ✨