請求式分頁存儲管理

❶ 操作系統里的請求頁式存儲管理的優缺點

具有段式和頁式管理的優點。但是系統的復雜性和開銷也隨之增加。

必須要採用聯想寄存器才能提高CPU的訪內速度。

段式與頁式的比較

段式：

分段由用戶設計自己劃分，每段對應的程序模塊，有完整的邏輯意義

段面是信息的邏輯單位便於段的共享，執行時按需動態鏈接裝入

段長不等，可動態裝入，有利於新數據的增長

二維地址空間：段名、段中地址；段號、段內單元號

管理形式上象頁式，但概念不同

頁式：

分頁用戶看不見，由操作系統為內存管理劃分

頁面是信息的物理單位。頁一般不能共享頁面大小相同，位置不能動態增加

一維地址空間

往往需要多次缺頁中斷才能把所需的信息完整地調入內存。

❷ 什麼是虛擬存儲器請求式分頁存儲管理常用的頁面置換演算法有哪些試比較他們的性能。

虛擬存儲器(Virtual Memory)：在具有層次結構存儲器的計算機系統中，自動實現部分裝入和部分替換功能，能從邏輯上為用戶提供一個比物理貯存容量大得多，可定址的「主存儲器」。虛擬存儲區的容量與物理主存大小無關，而受限於計算機的地址結構和可用磁碟容量。
最佳置換演算法（OPT）（理想置換演算法）
先進先出置換演算法（FIFO）：
最近最久未使用（LRU）演算法
Clock置換演算法（LRU演算法的近似實現）
最少使用（LFU）置換演算法

❸ 請求式分頁，請求式分段都是怎麼進行內存分配與回收的

分頁式存儲管理的基本原理：採用分頁存儲器允許把一個作業存放到若干不相鄰的分區中，既可免去移動信息的工作，又可盡量減少主存的碎片。分頁式存儲管理的基本原理如下： 1、 頁框：物理地址分成大小相等的許多區，每個區稱為一塊；

❹ 為什麼說請求頁式管理可以實現虛擬存儲器

請求分頁式存儲管理的基本思想是：操作系統按照存儲塊的尺寸，把用戶作業地址空間劃分成頁，全部存放在磁碟上。作業運行時，只先裝入若干頁。運行過程中遇到不在內存的頁時，操作系統就把它從磁碟調入內存。這樣一來，用戶的作業地址空間無需顧及內存的大小。這與虛擬存儲器的思想是完全吻合的。所以，請求分頁式存儲管理能夠向用戶提供虛擬存儲器。

❺ 請求分頁與分頁存儲管理有何不同

大哥 他問的不是分頁和分段好不好？

其實呢 它們可以說是一個包含與被包含的關系 而又不完全正確 這樣說吧

在分頁存儲管理方式中

不具備頁面對換功能 不支持虛擬存儲器功能 在調度作業運行時 必須將它的所有頁面一次調入內存 若內存沒有足夠的塊 則作業等待 的這種分頁管理方式被稱為純分頁或基本分頁存儲管理方式

而請求分頁管理方式 是支持虛擬存儲的 具備了頁面的對換功能
調度作業時 是將它的 一部分（而不是全部） 放入內存
當發現頁面缺少時 會發出一個缺頁請求 從外存調用頁面文件進入內存
具體的你可以看看教材上面的

這個問題問的很不好回答

❻ 分頁存儲管理的實現原理

採用分頁存儲器允許把一個作業存放到若干不相鄰的分區中，既可免去移動信息的工作，又可盡量減少主存的碎片。分頁式存儲管理的基本原理如下：

1、 頁框：物理地址分成大小相等的許多區，每個區稱為一塊；
2、址分成大小相等的區，區的大小與塊的大小相等，每個稱一個頁面。
3、 邏輯地址形式：與此對應，分頁存儲器的邏輯地址由兩部分組成，頁號和單元號。邏輯地址格式為 頁號 單元號（頁內地址） 採用分頁式存儲管理時，邏輯地址是連續的。所以，用戶在編製程序時仍只須使用順序的地址，而不必考慮如何去分頁。

4、頁表和地址轉換：如何保證程序正確執行呢？
採用的辦法是動態重定位技術，讓程序的指令執行時作地址變換，由於程序段以頁為單位，所以，我們給每個頁設立一個重定位寄存器，這些重定位寄存器的集合便稱頁表。頁表是操作系統為每個用戶作業建立的，用來記錄程序頁面和主存對應頁框的對照表，頁表中的每一欄指明了程序中的一個頁面和分得的頁框的對應關系。絕對地址=塊號*塊長+單元號 以上從拓撲結構角度分析了對稱式與非對稱式虛擬存儲方案的異同,實際從虛擬化存儲的實現原理來講也有兩種方式;即數據塊虛擬與虛擬文件系統. 數據塊虛擬存儲方案著重解決數據傳輸過程中的沖突和延時問題.在多交換機組成的大型Fabric結構的SAN中,由於多台主機通過多個交換機埠訪問存儲設備,延時和數據塊沖突問題非常嚴重.數據塊虛擬存儲方案利用虛擬的多埠並行技術,為多台客戶機提供了極高的帶寬,最大限度上減少了延時與沖突的發生,在實際應用中,數據塊虛擬存儲方案以對稱式拓撲結構為表現形式. 虛擬文件系統存儲方案著重解決大規模網路中文件共享的安全機制問題.通過對不同的站點指定不同的訪問許可權,保證網路文件的安全.在實際應用中,虛擬文件系統存儲方案以非對稱式拓撲結構為表現形式. 虛擬存儲技術,實際上是虛擬存儲技術的一個方面,特指以CPU時間和外存空間換取昂貴內存空間的操作系統中的資源轉換技術 基本思想:程序,數據,堆棧的大小可以超過內存的大小,操作系統把程序當前使用的部分保留在內存,而把其他部分保存在磁碟上,並在需要時在內存和磁碟之間動態交換,虛擬存儲器支持多道程序設計技術 目的:提高內存利用率 管理方式
A 請求式分頁存儲管理 在進程開始運行之前,不是裝入全部頁面,而是裝入一個或零個頁面,之後根據進程運行的需要,動態裝入其他頁面;當內存空間已滿,而又需要裝入新的頁面時,則根據某種演算法淘汰某個頁面,以便裝入新的頁面

B 請求式分段存儲管理 為了能實現虛擬存儲,段式邏輯地址空間中的程序段在運行時並不全部裝入內存,而是如同請求式分頁存儲管理,首先調入一個或若干個程序段運行,在運行過程中調用到哪段時,就根據該段長度在內存分配一個連續的分區給它使用.若內存中沒有足夠大的空閑分區,則考慮進行段的緊湊或將某段或某些段淘汰出去,這種存儲管理技術稱為請求式分段存儲管理

❼ 在請求分頁式存儲管理中,頁面淘汰是由於什麼引起的

在請求分頁式存儲管理中，頁面淘汰是由於缺頁引起的。

❽ 請說明為什麼請求分頁存儲管理可以實現虛擬存儲

請求分頁是在分頁的基礎上實現。

它們之間的根本區別在於是否將一作業的全部地址空間同時裝入主存。

請求分頁存儲管理不要求將作業全部地址空間同時裝入主存。

基於這一點，請求分頁存儲管理可以提供虛存，而分頁存儲管理卻不能提供虛存。

❾ 操作系統請求分頁存儲方式的基本原理是什麼謝謝

3．請求分頁系統(1)請求分頁對頁表的擴充
在請求分頁系統中所使用的主要數據結構仍然是頁表。它對頁式系統中的頁表機制進行了擴充但其基本作用是實現由用戶地址空間到物理內存空間的映射。由於只將應用程序的一部分裝入內存，還有一部分仍在磁碟上，故需在頁表中增加若干項，供操作系統實現虛擬存儲器功能時參考。常見的系統中，一般對頁表的表項進行如下擴充：除了頁號對應的物理塊號，還增加了狀態位、修改位、外存地址和訪問欄位等。
·狀態位，用於指示該頁是否已經調入了內存。該位一般由操作系統軟體來管理，每當操作系統把一頁調人物理內存中時，置位。相反，當操作系統把該頁從物理內存調出時，復位。CPU對內存進行引用時，根據該位判斷要訪問的頁是否在內存中，若不在內存之中，則產生缺頁中斷。
·修改位，表示該頁調入內存後是否被修改過。當CPU以寫的方式訪問頁面時，對該頁表項中的修改位置位。該位也可由操作系統軟體來修改，例如，當操作系統將修改過頁面保存在磁碟上後，可將該位復位。
·外存地址，用於指出該頁在外存上的地址，供調人該頁時使用。
·訪問宇段，用於記錄本頁在一定時間內被訪問的次數，或最近已經有多長時間未被訪問。提供給相應的置換演算法在選擇換出頁面時參考。
(2)對缺頁中斷的支持
在請求分頁系統中，CPU硬體一定要提供對缺頁中斷的支持，根據頁表項中的狀態位判斷是否產生缺頁中斷。缺頁中斷是一個比較特殊的中斷，這主要體現在如下兩點：
·在指令的執行期間產生和處理缺頁信號。通常的CPU外部中斷，是在每條指令執行完畢後檢查是否有中斷請求到達。而缺頁中斷，是在一條指令的執行期間，發現要訪問的指令和數據不在內存時產生和處理的。
·一條指令可以產生多個缺頁中斷。例如，一條雙操作數的指令，每個操作數都不在內存中，這條指令執行時，將產生兩個中斷。CPU提供的硬體支持，還要體現在當從中斷處理程序返回時，能夠正確執行產生缺頁中斷的指令。
(3)頁面調度策略
虛擬存儲器系統通常定義三種策略來規定如何(或何時)進行頁面調度：調入策略、置頁策略和置換策略。
(4)置換演算法(replacementalgorithm)決定在需要調入頁面時，選擇內存中哪個物理頁面被置換。置換演算法的出發點應該是，把未來不再使用的或短期內較少使用的頁面調出。而未來的實際情況是不確定的，通常只能在局部性原理指導下依據過去的統計數據進行預測。常用的演算法有以下幾種：
·最佳演算法(optimal，OPT)。選擇「未來不再使用的」或「在離當前最遠位置上出現的」頁面被置換。這是一種理想情況，是實際執行中無法預知的，因而不能實現，只能用作性能評價的依據。
·最近最久未使用演算法(LeastRecentlyUsed，LRU)。選擇內存中最久未使用的頁面被置換，這是局部性原理的合理近似，性能接近最佳演算法。但由於需要記錄頁面使用時間的先後關系，硬體開銷太大。LRU可用如下的硬體機構幫助實現：
一個特殊的棧：把被訪問的頁面移到棧頂，於是棧底的是最久未使用頁面。每個頁面設立移位寄存器：被訪問時左邊最高位置1，定期右移並且最高位補0，於是寄存器數值最小的是最久未使用頁面。
·先進先出演算法(FIFO)。選擇裝入最早的頁面置換。可以通過鏈表來表示各頁的裝入時間先後。FIFO的性能較差，因為較早調入的頁往往是經常被訪問的頁，這些頁在FIFO演算法下被反復調入和調出，並且有Belady現象。所謂Belady現象是指：採用FIFO演算法時，如果對—個進程未分配它所要求的全部頁面，有時就會出現分配的頁面數增多但缺頁率反而提高的異常現象。Belady現象可形式化地描述為：一個進程戶要訪問M個頁，OS分配艫個內存頁面給進程P；對一個訪問序列S，發生缺頁次數為PE(占，N)。當N增大時，PE(S，N)時而增大時而減小。Belady現象的原因是FIFO演算法的置換特徵與進程訪問內存的動態特徵是矛盾的，即被置換的頁面並不是進程不會訪問的。
·時鍾(clock)演算法。也稱最近未使用演算法(NotRecentlyUsed，NRU)，它是LRU和FIFO的折中。每頁有一個使用標志位(usebit)，若該頁被訪問則置userbit=l，這是由CPU的硬體自動完成的。置換時採用一個指針，從當前指針位置開始按地址先後檢查各頁，尋找usebit=0的面作為被置換頁。指針經過的userbit=l的頁都修改userbit=O，這個修改的過程是操作系統完成的，最後指針停留在被置換頁的下一個頁。
·最不常用演算法(LeastFrequentlyUsed，LFU)。選擇到當前時間為止被訪問次數最少的頁面被置換。每頁設置訪問計數器，每當頁面被訪問時，該頁面的訪問計數器加1。發生缺頁中斷時，淘汰計數值最小的頁面，並將所有計數清零。
·頁面緩沖演算法(pagebuffering)。它是對FIFO演算法的發展，通過建立置換頁面的緩沖，這樣就有機會找回剛被置換的頁面，從而減少系統I／0的開銷。頁面緩沖演算法用FIFO演算法選擇被置換頁，把被置換的頁面放人兩個鏈表之一。即是如果頁面未被修改，就將其歸人到空閑頁面鏈表的末尾，否則將其歸人到已修改頁面鏈表。空閑頁面和已修改頁面，仍停留在內存中一段時間，如果這些頁面被再次訪問，只需較小開銷，被訪問的頁面就可以返還作為進程的內存頁。需要調入新的物理頁面時，將新頁面內容讀人到空閑頁面鏈表的第一項所指的頁面，然後將第一項刪除。當已修改頁面達到一定數目後，再將它們一起調出到外存，然後將它們歸人空閑頁面鏈表。這樣能大大減少I／O操作的次數。

❿ 在請求分頁式存儲管理中,為什麼既有頁表,又有快表

實際系統中的做法是採用內存頁表和快表相結合的解決方案。系統總是先通過頁號與快表中的所有表項進行比較。如果發現匹配的頁，則將塊號直接從快表中取出，而不必通過頁表。

也是該塊號與頁內位移拼接，形成所需要的絕對地址。如果快表中沒有匹配的頁號時，系統訪問頁表進行掉進塊號。提高讀取數據的速度。

(10)請求式分頁存儲管理擴展閱讀：

快表就是存放在高速緩沖存儲器的部分頁表。作為頁表的Cache，它的作用與頁表相似，但是提高了訪問速率。由於採用頁表做地址轉換，讀寫內存數據時CPU要訪問兩次主存。有了快表，有時只要訪問一次高速緩沖存儲器，一次主存，這樣可加速查找並提高指令執行速度。