请求分页存储管理方式
请求分页系统是建立在基本分页基础上，其主要硬件支持有请求分页的页表机制、缺页中断机构和地址变换机构，其实现请求分页的软件有请求调页和页面置换。
1. 请求分页的硬件支持
1.1. 请求页表机制
请求页表机制的主要数据结构是请求页表：
| 页号 | 物理块号 | 状态位 P | 访问字段 A | 修改位 M | 外存地址 |
- 状态位 P 标识该页是否已调入内存
- 访问字段 A 记录该页被访问次数，或记录该页最近未被访问时长
- 修改位 M 标识该页在调入内存后是否被修改过，若被修改，则需用该页更新外存的副本。
1.2. 缺页中断机构
在请求分页系统中，一旦所要访问的页面不存在，便产生一个缺页中断，请求 OS 将所缺的页面调入内存。如同其他中断，缺页中断也需要保护现场、分析中断原因、转入缺页中断处理程序以及恢复中断等。由于缺页中断发生在指令执行期间，还要求在指令执行期间立即产生中断信号，而且一条指令执行期间可产生多次缺页中断，要求硬件机构能保存多次中断状态。
1.3. 地址变换机构
2. 请求分页的内存分配
如何给每个进程分配物理块？
2.1. 最小物理块数
最小物理块是能够保证进程正常运行所需的最小物理块数，存放指令、存放数据和缺页中断都需要物理块。
2.2. 内存分配策略
在请求分页系统中可采用固定和可变两种内存分配策略，在进行置换时刻采用全局和局部两种策略。
固定分配局部置换（Fixed Allocation，Local Replacement）
即为进程分配一组固定数目的物理块（在进程期间不改变），进程在运行中发现缺页时，仅允许用该进程的页面去置换缺页。
可变分配全局置换（Variable Allocation，Global Replacement）
即每个进程所获得的物理块数在进程运行期间可变，进程在运行中发现缺页时，则将 OS 所保留的空闲物理块（被组织为一个队列）取出一块用于缺页调入。若无空闲物理块，则 OS 从内存中选出一页用于置换。
可变分配局部置换（Variable Allocation，Local Replacement）
进程在运行中发现缺页时，OS 将用该进程的页面去置换缺页。OS 根据进程缺页的频繁程度增减物理块。
2.3. 物理块分配算法
在采用固定分配策略时，如何给每个进程分配物理块？
- 平均分配算法
- 按比例分配算法：以进程大小为比例
- 考虑优先权的分配算法
3. 页面调入策略
3.1. 何时调入页面
预调入策略：在第一次将进程调入内存时，将程序员指出的那些页调入内存；每当程序被调度运行时，将工作集中的所有页调入内存。
请求调入策略：发现缺页则调入。
3.2. 从何处调入页面
请求分页系统的外存分为文件区和对换区。
当 OS 拥有足够对换区空间时，将进程有关的所有文件都复制到对换区，页面从对换区调入。
当 OS 缺失足够对换区空间时，凡不会被修改的文件从文件区调入（不用经历修改过的页面从内存写回磁盘），而可能被修改的文件在被换出后便调入对换区。
UNIX 方式，未运行过的页面都从文件区调入，运行过又被换出的页面均放在对换区。
3.3. 如何调入页面
每当程序所要访问的页面未在内存时(存在位为“0”)，便向 CPU 发出一缺页中断,中断处理程序首先保留 CPU 环境，分析中断原因后转入缺页中断处理程序。该程序通过查找页表得到该页在外存的物理块后，如果此时内存能容纳新页，则启动磁盘 I/O，将所缺之页调入内存，然后修改页表。如果内存已满，则须先按照某种置换算法，从内存中选出一页准备换出；如果该页未被修改过(修改位为“0”)，可不必将该页写回磁盘；但如果此页已被修改(修改位为“1”)，则必须将它写回磁盘，然后再把所缺的页调入内存，并修改页表中的相应表项，置其存在位为“1”，并将此页表项写入快表中。在缺页调入内存后，利用修改后的页表形成所要访问数据的物理地址，再去访问内存数据。整个页面的调入过程对用户是透明的。
3.4. 缺页率
缺页率=访问页面失败次数/访问页面总次数
4. ChangeLog
2018.09.13 初稿