考研笔记

请求分页管理方式

请求分页 = 基本分页 + 请求调页 + 页面置换。

它是虚拟存储最常用的实现方式。这一节讲清三件事：页表要多存什么、缺页了怎么办、页从哪儿调进来。

机制

请求页表：多出四个字段

基本分页的页表项只需存页框号。要支持”页可能不在内存”，必须补充信息：

页号页框号存在位 P访问位 A修改位 M外存地址
  • 存在位 P：该页是否已调入内存。这是缺页判断的唯一依据。
  • 访问位 A：该页近期是否被访问过，供置换算法参考。
  • 修改位 M（脏位）：该页调入内存后是否被修改过。未修改的页被淘汰时不必写回外存，直接丢弃即可——这能省掉一次磁盘写。
  • 外存地址：该页在外存中的存放位置，缺页时按它去取。

四个字段各服务于一个目的：P 管”在不在”，A 和 M 管”该淘汰谁”，外存地址管”去哪儿取”。

缺页中断处理流程

访问某页时若发现 P = 0，硬件产生缺页中断：

flowchart TB
    A["访问逻辑地址，查页表"]:::n
    B{"存在位 P = 1？"}:::c
    C["直接访问，结束"]:::ok
    D["<b>产生缺页中断</b><br/>保护现场，转中断处理程序"]:::warn
    E{"内存有空闲页框？"}:::c
    F["<b>置换</b>：按算法选一页淘汰"]:::warn
    G{"被淘汰页 M = 1？"}:::c
    H["写回外存"]:::io
    I["从外存调入所需页"]:::io
    J["修改页表：P←1，填页框号<br/>并在快表中增加表项"]:::n
    K["恢复现场，<b>重新执行被中断的指令</b>"]:::ok

    A --> B
    B -->|"是"| C
    B -->|"否"| D --> E
    E -->|"有"| I
    E -->|"无"| F --> G
    G -->|"是"| H --> I
    G -->|"否"| I
    I --> J --> K

    classDef n fill:#f1f5f9,stroke:#94a3b8,color:#334155
    classDef c fill:#e0e7ff,stroke:#6366f1,color:#312e81
    classDef ok fill:#dcfce7,stroke:#16a34a,color:#14532d
    classDef warn fill:#fef3c7,stroke:#d97706,color:#78350f
    classDef io fill:#fee2e2,stroke:#dc2626,color:#7f1d1d

流程里有四个必考的点：

① 缺页中断属于”内中断”中的”故障（fault）”。

它是在指令执行期间产生的，由当前指令本身引起，因此属于内中断（异常）而非外中断。而且它是故障类型——故障的特点是可以被修复，修复后重新执行原指令。这与”陷阱（trap，如系统调用，执行下一条指令）“和”终止（abort，不可恢复）“不同。

② 处理完毕后要”重新执行”被中断的那条指令，而不是执行下一条。

因为那条指令根本没执行成功——它要的数据当时不在内存。页调进来之后必须让它从头再来一遍。这是”故障”类异常的共同特征。

③ 一条指令可能产生多次缺页中断。

例如一条指令跨越两个页面存放，其操作数又分别在另外两个页面上，最多可能引发 4 次缺页。这说明缺页中断与”一条指令一次中断”没有必然联系。

④ 只有被淘汰页的 M = 1 时才需要写回。

这正是修改位存在的价值——把”必须写回”变成了”可能不必写回”，缺页处理的平均代价因此显著下降。

调页策略：何时调入

请求调页：只在缺页时才调入所需页面。

  • 优点：只调真正用到的页，不浪费。
  • 缺点：每次只调一页，缺页中断频繁，I/O 开销大。

预调页：预计将来会用到，提前一并调入。

  • 依据是空间局部性——既然访问了某页，附近的页多半也快用到。
  • 若预测准确，可大幅减少缺页次数；预测失败则是纯浪费。

疑问点：预调页是否真的由程序员指定页面

教材原文：“预调页策略主要用于进程的首次调入，由程序员指出先调入哪些页。” 程序员真的可以指定吗？

教材这句话描述的是理论模型，实际系统中程序员通常不逐页指定，但确实可以向内核表达调入意图。

分三层说清楚：

理论层（考纲口径）：预调页主要用于进程首次调入——此时进程还没运行过，系统没有任何访问历史可供参考，无从预测，所以只能依靠程序员（或编译器/链接器）事先给出提示。这个口径要记住，考试按它答。

实践层：现代系统提供的是”建议”而非”指定”。程序员能做的是告诉内核自己的访问意图，由内核决定要不要照办：

  • madvise(addr, len, MADV_WILLNEED) —— 告诉内核”这段我马上要用”，内核可提前预读
  • posix_fadvise() —— 对文件访问模式给出提示（顺序/随机/即将使用）
  • mmap() 的 MAP_POPULATE 标志 —— 映射时就把页表填好、把页面预先调入

注意这些都是按”地址区间”给建议，不是按页号逐页点名。

现实层：真正起主要作用的是内核的自动预取。内核会检测访问模式，一旦识别出顺序访问就自动向前多读若干页。这比程序员手工指定有效得多，因为它基于运行时的真实行为。

一句话：“程序员能表达意图”是真的；“逐页指定”在现代系统中不是常规做法。

从何处调入页面

疑问点：三种调入来源的记忆方法与工程现状

教材把外存分为文件区与对换区，并给出三种调入情形。 这部分应当如何记忆？实际工程中是否也这样实现？

先记住那个前提，三种情形就都能推出来：

对换区采用连续分配、文件区采用离散分配，因此对换区的 I/O 速度更快。

于是原则很清楚：能放对换区就放对换区（因为快）；放不下的时候才做取舍。 三种情形就是”对换区够不够”的三档：

① 对换区空间充足 → 全部从对换区调入。为此在进程运行前，先把相关文件从文件区复制到对换区。用一次拷贝换取此后每次调页都走快速通道。

② 对换区空间不足 → 按”会不会被修改”分流：

  • 不会被修改的（代码段、只读数据）：直接从文件区调入。换出时根本不必写回——文件区里那份原本就是最新的，直接丢弃即可。
  • 可能被修改的：换出时必须写到对换区，以后从对换区调入。

这一档的记忆抓手是：只读的东西可以留在文件区（反正不用写回），会改的东西必须进对换区（因为要写回，而对换区快）。

③ UNIX 方式 → 按”有没有运行过”分流：

  • 未运行过的页：从文件区调入（还没被改过，文件区那份就是原样）
  • 运行过又被换出的页：从对换区调入（换出时已写到了对换区）
  • 共享页若已被其他进程调入内存：不必再调，直接映射即可

工程现状：第 ③ 种就是现代 Linux 的做法，而且它把这个思想推到了更彻底的形态——按页的来源分成两类：

  • 文件映射页（file-backed）：内容来自某个文件（可执行代码、mmap 的文件、页缓存）。回收时若是干净页直接丢弃，脏页写回原文件，完全不占用 swap。
  • 匿名页（anonymous）：没有对应文件（堆、栈、匿名 mmap）。它们无处可写，只能换出到 swap。

对照一下就会发现，这正是教材第 ② 档”按会不会被修改分流”的工程版本：有文件作后盾的页不需要 swap，没有后盾的才需要。

关联对照：Linux 的 swap 与 macOS 的内存管理

fallocate 与 swap 不是一回事。fallocate 只是预分配一个指定大小的文件（占住磁盘块），它本身没有任何”交换”语义。要让这个文件成为交换空间，还需要 mkswap 格式化、swapon 启用。fallocate 造的是容器，swap 是用途。

“服务器上设置了 swap 却从来没用过”是正常的，而且是好事。 swap 只在内存压力大到需要换出匿名页时才会被使用。使用率长期为 0 说明内存充裕，没有触发换出。Linux 的 swappiness 参数正是用来调节”多大压力下开始换出匿名页”的倾向。

macOS 很少用 swap，是因为它在 swap 之前多了一层：内存压缩。不活跃的页先被就地压缩留在内存中，只有压缩也扛不住时才真正写到磁盘。这比磁盘 I/O 快得多。

“已缓存文件特别高”则完全是另一回事——那是页缓存（file-backed pages），属于内存映射文件的范畴。这部分内存随时可回收（干净页直接丢弃、脏页写回），因此”已用内存高”并不代表内存紧张。这也是为什么 Linux 有句名言：空闲的内存是被浪费的内存——与其空着，不如拿来缓存文件。

边界

缺页中断 vs 一般中断

缺页中断一般（外）中断
来源当前指令执行期间，内部产生外部设备发出
类别内中断 · 故障（fault）外中断
检测时机指令执行过程中一条指令执行完之后
处理后重新执行被中断的指令执行下一条指令
一条指令可产生几次可能多次通常一次

“处理后重新执行原指令”是缺页中断最独特的一点，因为那条指令压根没成功。

请求分页 vs 基本分页

判据：页表项是否含存在位、是否有缺页中断机构。

基本分页要求所有页都必须在内存，页表项里没有”不在内存”这种状态；请求分页允许部分页在外存，因此必须有存在位、缺页中断和置换算法。

修改位的价值

修改位不影响”淘汰谁”的正确性，只影响”淘汰的代价”。

即使完全不看修改位，淘汰后无脑写回也不会出错，只是每次都多一次磁盘写。修改位的作用是把这次写在多数情况下省掉——因为大部分被访问的页（尤其是代码页）根本没被改过。

这也解释了改进型 Clock 算法为什么要同时看 A 位和 M 位。

对照速查

请求页表新增字段作用
存在位 P该页是否在内存——缺页判断的唯一依据
访问位 A近期是否被访问——供置换算法参考
修改位 M是否被修改——决定淘汰时要不要写回
外存地址缺页时去哪儿取
调页策略何时调入代价
请求调页缺页时才调缺页中断频繁
预调页提前批量调入预测失败则浪费；主要用于首次调入
调入来源判据
① 对换区充足全部从对换区（运行前先从文件区拷过去）
② 对换区不足只读的走文件区（不必写回），可改的进对换区
③ UNIX 方式未运行过走文件区，换出过走对换区；共享页已在内存则不调

考点

  • 请求页表的四个新增字段及各自用途
  • 缺页中断是内中断中的”故障”，处理后重新执行原指令
  • 一条指令可能引发多次缺页中断
  • 只有 M = 1 才需写回外存
  • 预调页主要用于进程首次调入
  • 三种调入来源，判据分别是”对换区够不够”和”会不会被修改 / 有没有运行过”

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