什麼是分頁存儲管理

1. （存儲管理）01.分頁式存儲管理

將內存劃分為若干個大小相等的分區，叫做塊；將邏輯空間劃分出與塊大小一致的分區，叫做頁。作業運行時，通過地址重定位技術，實現頁與塊的對應。這樣就以頁的方式來管理存儲塊，就叫分頁式存儲管理。

在分配存儲塊時，會根據作業的邏輯地址的大小計算所需要多少個存儲塊，然後查找空閑塊並更新空閑塊的狀態為佔用；回收存儲塊時，會將作業關聯的所有空閑塊的狀態設置為空閑。記錄空閑塊狀態的方法有兩種：點陣圖法和鏈表法。

在分配存儲塊之後，就在頁表中，增加頁和塊對應關系的記錄；同理，回收存儲塊時，就會刪除對應記錄。

訪問存儲塊時，就會根據邏輯地址的頁號，在頁表找到對應的塊號，然後再通過塊號計算出物理地址，找到對應的存儲塊。如下圖：

補充

頁表：記錄頁號與塊號對應關系的表，包含頁號和塊號兩個欄位。

邏輯地址：由 「頁號」 和 「頁內地址」 組成。其中頁內地址是通過頁大小來決定。

例如：邏輯地址長度為 16 位，頁大小是 1kb （二的十次冪），那麼頁內地址占低十位，高六位是頁號。如下：

在重定位存儲塊時，需要訪問頁表。為了加快重定位，就會通過快表（聯想存儲器，記錄常用的頁號和塊號的對應關系）來快速通過頁號找到對應的塊號。但是如果不能通過快表找到對應的塊號，那麼就會按照查找頁表的方式來完成重定位。

2. 基本分頁存儲管理

假設是按位元組編址

考慮支持多道程序的兩種連續分配方式

原因：連續分配要求進程佔有的必須是一塊連續的內存區域
能否講一個進程分散地裝入到許多不相鄰的分區，便可充分利用內存

基本分頁存儲管理的思想：把內存分為一個個相等的小分區，再按照分區大小把進程拆分成一個個小部分

頁框/頁幀：內存空間分成的一個個大小相等的分區（比如4KB）
頁框號：頁框的編號，從0開始，從低地址開始

頁/頁面：用戶進程的地址空間分為和頁框大小相等的一個個區域
頁號梁李彎：頁/頁面的編號，從0開始

進程的最後一個頁面可能沒有一個頁框那麼大，頁框不能太大，否則可能產生過大的內部碎片

操作系統以頁框為單位為各個進程分配內存空間。進程的每個頁面分別放入一個頁框中，也就是說，進程的頁面與內存的頁框有一一對應的關系
每個頁面不必連續存放，也不必按照先後順序，可以放到不相鄰的各個頁框中

進程在內存中連續存放時，通過動態重定位實現邏輯地址到物理地址的轉換。在裝入模塊之後，內存中指令使用的依然是邏輯地擾早址，直到指令執行的時候才會進行地址轉換。系統會設置一個重定位寄存器，用來存放裝入模塊存放的起始位置，重定位寄存器橡悶中的值加上邏輯地址就是該邏輯地址實際對應的物理地址

如果採用分頁技術

頁框大小為4KB，地址空間為4GB的系統
頁號為前20位，頁內偏移量為後12位

頁表：為了能知道進程的每個頁面在內存中存放的位置，操作系統要為每個進程建立一張頁表

一個進程對應一張頁表
進程的每一頁對應一個頁表項
每個頁表項由頁號和頁框號組成
頁表記錄進程頁面和實際存放的頁框之間的對應關系

每個頁表項的長度是相同的，頁號是隱含的
各頁表項會按順序連續存放在內存中，如果該頁表在內存中的起始地址是X，4GB/4KB系統的頁框有

用於實現邏輯地址到物理地址轉換的一組硬體機構

通常會在系統中設置一個頁表寄存器(PTR)，存放頁表在內存中的起始地址F和頁表長度M（M個頁表項）
進程未執行時，頁表的起始地址和頁表長度放在進程式控制制塊(PCB)中，當進程被調度時，操作系統內核會把他們放到頁表寄存器中

基本分頁存儲管理中地址是一維的，即只要給出一個邏輯地址，系統就可以自動計算出頁號、偏移量，不需要顯式告訴系統偏移量是多少

理論上，頁表項長度為3即可表示內存塊號的范圍，但是為了方便頁表查詢，會讓頁面恰好能裝得下整數個頁表項，令每個頁表項佔4位元組
4KB頁面，可以放4096/3 =1365個頁表項，有4096%3 =1B的碎片，訪問1365及之後的頁表項時，還要考慮前面的頁框中的碎片，才能得到頁表項的物理地址，比較麻煩

進程頁表通常存放在連續的頁框中，這樣就能用統一的計算方式得到想要得到的頁表項存儲的位置

地址變換過程中有兩次訪存操作：查詢頁表、訪問目標內存單元

局部性原理

如果這個程序將程序對應的指令存放在10號內存塊，將程序中定義的變數存放在23號內存塊，當這個程序執行時，會很頻繁地反問10、23號內存塊

時間局部性：如果執行了程序中的某條指令，那麼不久後這條指令很有可能被再次執行；如果某個數據被訪問過，不久之後該數據很有可能再次被訪問（因為程序存在大量循環）
空間局部性：一旦程序訪問了某個存儲單元，在不久之後，其附近的存儲單元也很有可能被訪問（因為很多數據在內存中連續存放）

基本地址變換機構中，每次要訪問一個邏輯地址，都要查詢頁表，由於局部性原理，可能連續多次查詢同一個頁表項

快表：又稱聯想寄存器（TLB），是一種訪問速度比內存塊很多的高速緩存，用來存放當前訪問的若干頁表項，以加速地址變換的過程。內存中的頁表常稱為慢表

引入快表後地址的變換過程

一般來說，快表的命中率可以達到90%以上

單級頁表存在的問題

對問題1

可將頁表進行分組，使每個內存塊剛好可以放入一個分組。為離散分配的頁表再建立一張頁表，稱為頁目錄表，或外層頁表
各級頁表的大小不能超過一個頁面

針對兩級頁表

對問題2

可以在需要訪問頁面時，才把頁面調入內存（虛擬存儲技術），可以在頁表項中增加一個標志位，用於表示該頁面是否已經調入內存
若想訪問的頁面不在內存中，會產生缺頁中斷（內中斷），然後將目標頁面從外存調入內存
之後的文章會有展開

兩級頁表訪存次數分析：如果沒有TLB，第一次訪存是訪問內存中的頁目錄表，第二次訪存是訪問內存中的二級頁表，第三次訪存是訪問目標內存單元

3. 分頁式存儲管理與分段式管理的主要區別是什麼

頁和分段系統有許多相似之處，但在概念上兩者完全不同，主要表現在：

1、頁是信息的物理單位，分頁是為實現離散分配方式，以消減內存的外零頭，提高內存的利用率；或者說，分頁僅僅是由於系統管理的需要，而不是用戶的需要。

段是信息的邏輯單位，它含有一組其意義相對完整的信息。分段的目的是為了能更好的滿足用戶的需要。

2、頁的大小固定且由系統確定，把邏輯地址劃分為頁號和頁內地址兩部分，是由機器硬體實現的，因而一個系統只能有一種大小的頁面。

段的長度卻不固定，決定於用戶所編寫的程序，通常由編輯程序在對源程序進行編輯時，根據信息的性質來劃分。

3、分頁的作業地址空間是維一的，即單一的線性空間，程序員只須利用一個記憶符，即可表示一地址。

分段的作業地址空間是二維的，程序員在標識一個地址時，既需給出段名，又需給出段內地址。

4. 內存為程序分配空間的四種分配方式

存儲器是個寶貴但卻有限的資源。一流的操作系統，需要能夠有效地管理及利用存儲器。

內存為程序分配空間有四種分配方式：

1、連續分配方式

2、基本分頁存儲管理方式

3、基本分段存儲管理方式

4、段頁式存儲管理方式

首先講連續分配方式。 連續分配方式 出現的時間比較早，曾廣泛應用於20世紀60~70年代的OS中，但是它至今仍然在內存管理方式中佔有一席之地，原因在於它 實現起來比較方便，所需的硬體支持最少 。連續分配方式又可細分為四種： 單一連續分配、固定分區分配、動態分區分配和動態重定位分區分配 。

其中固定分區的分配方式，因為分區固定，所以缺乏靈活性，即 當程序太小時，會造成內存空間的浪費（ 內部碎片 ） ； 程序太大時，一個分區又不足以容納，致使程序無法運行（ 外部碎片 ） 。但盡管如此，當一台計算機去控制多個相同對象的時候，由於這些對象內存大小相同，所以完全可以採用這種內存管理方式，而且是最高效的。這里我們可以看出存儲器管理機制的多面性：沒有那種存儲器管理機制是完全沒有用的，在適合的場合下，一種被認為最不合理的分配方案卻可能稱為最高效的分配方案。 一切都要從實際問題出發，進行設計。

為了解決固定分區分配方式的缺乏靈活性，出現了 動態分配方式 。動態分配方式採用一些 尋表（Eg： 空閑鏈表 ） 的方式，查找能符合程序需要的空閑內存分區。但代價是增加了系統運行的開銷，而且內存空閑表本身是一個文件，必然會佔用一部分寶貴的內存資源，而且有些演算法還會增加內存碎片。

可重定位分區分配通過對程序實現成定位，從而可以將內存塊進行搬移，將小塊拼成大塊，將小空閑「緊湊」成大空閑，騰出較大的內存以容納新的程序進程。

連續分配方式 會形成許多「碎片」，雖然可以通過「緊湊」方式將許多碎片拼接成可用的大塊空間，但須為之付出很大開銷。所以提出了「 離散分配方式 」的想法。如果 離散分配的基本單位是頁 ，則稱為 分頁管理方式 ；如果離散分配的基本單位是段，則稱為 分段管理方式 。

分頁存儲管理是將一個進程的邏輯地址空間分成若干個大小相等的片，稱為頁面或頁，並為各頁加以編號，從0開始，如第0頁、第1頁等。相應地，也把內存空間分成與頁面相同大小的若干個存儲塊，稱為(物理)塊或頁框(frame)，也同樣為它們加以編號，如0#塊、1#塊等等。在為進程分配內存時，以塊為單位將進程中的若干個頁分別裝入到多個可以不相鄰接的物理塊中。由於進程的最後一頁經常裝不滿一塊而形成了不可利用的碎片，稱之為「 頁內碎片 」。

在分頁系統中，允許將進程的各個頁離散地存儲在內存不同的物理塊中（所以能實現離散分配方式） ，但系統應能保證進程的正確運行，即能在內存中找到每個頁面所對應的物理塊。為此，系統又為每個進程建立了一張頁面映像表，簡稱 頁表 。在進程地址空間內的所有頁，依次在頁表中有一頁表項，其中記錄了相應頁在內存中對應的物理塊號。在配置了頁表後，進程執行時，通過查找該表，即可找到每頁在內存中的物理塊號。可見， 頁表的作用是實現從頁號到物理塊號的地址映射 。

為了能夠將用戶地址空間中的 邏輯地址，變換為內存空間中的物理地址 ，在系統中必須設置 地址變換機構 。地址變換任務是藉助於頁表來完成的。

頁表 的功能可由一組專門的寄存器來實現。由於寄存器成本較高，且大多數現代計算機的頁表又很大，使頁表項總數可達幾千甚至幾十萬個，顯然這些頁表項不可能都用寄存器來實現，因此，頁表大多駐留在內存中。因為一個進程可以通過它的PCB來時時保存自己的狀態，等到CPU要處理它的時候才將PCB交給寄存器，所以，系統中雖然可以運行多個進程，但也只需要一個頁表寄存器就可以了。

由於 頁表是存放在內存中 的，這使得 CPU在每存取一個數據時，都要兩次訪問內存 。為了提高地址變換速度，在地址變化機構中增設了一個 具有並行查詢能力的高速緩沖寄存器 ，又稱為「聯想寄存器」（Associative Lookaside Buffer）。

在單級頁表的基礎上，為了適應非常大的邏輯空間，出現了兩級和多級頁表，但是，他們的原理和單級頁表是一樣的，只不過為了適應地址變換層次的增加，需要在地址變換機構中增設外層的頁表寄存器。

分段存儲管理方式 的目的，主要是為了滿足用戶（程序員）在編程和使用上多方面的要求，其中有些要求是其他幾種存儲管理方式所難以滿足的。因此，這種存儲管理方式已成為當今所有存儲管理方式的基礎。

分段管理方式和分頁管理方式在實現思路上是很相似的，只不過他們的基本單位不同。分段有 段表 ，也有 地址變換機構 ，為了提高檢索速度，同樣增設 聯想寄存器（具有並行查詢能力的高速緩沖寄存器） 。所以有些具體細節在這個不再贅述。

分頁和分段的主要區別：

1、兩者相似之處：兩者 都採用離散分配方式，且都要通過地址映射機構來實現地址變換 。

2、兩者的不同之處：

（1）頁是信息的 物理單位 ，分頁是為實現離散分配方式，以消減內存的外零頭，提高內存的利用率。或者說，分頁僅僅是由於 系統管理的需要 而不是用戶的需要。段則是信息的 邏輯單位 ，它含有一組其意義相對完整的信息。 分段的目的是為了能更好地滿足用戶的需要 。

（2） 頁的大小固定 且由系統決定，而 段的長度卻不固定 。

（3）分頁的作業地址空間是 一維 的，即單一的線性地址空間；而分段的作業地址空間則是 二維 的。

前面所介紹的分頁和分段存儲管理方式都各有優缺點。 分頁系統能有效地 提高內存利用率 ，而分段系統則能很好地 滿足用戶需求 。 我們希望能夠把兩者的優點結合，於是出現了段頁式存儲管理方式。

段頁式系統的基本原理，是分段和分頁原理的結合，即 先將用戶程序分成若干個段，再把每個段分成若干個頁 ，並為每一個段賦予一個段名。在段頁式系統中，地址結構由段號、段內頁號和頁內地址三部分組成。

和前兩種存儲管理方式相同，段頁式存儲管理方式同樣需要增設聯想寄存器。

離散分配方式 基於將一個進程直接分散地分配到許多不相鄰的分區中的思想，分為分頁式存儲管理，分段式存儲管理和段頁式存儲管理. 分頁式存儲管理旨在提高內存利用率，滿足系統管理的需要，分段式存儲管理則旨在滿足用戶(程序員)的需要，在實現共享和保護方面優於分頁式存儲管理，而段頁式存儲管理則是將兩者結合起來，取長補短，即具有分段系統便於實現，可共享，易於保護，可動態鏈接等優點，又能像分頁系統那樣很好的解決外部碎片的問題，以及為各個分段可離散分配內存等問題，顯然是一種比較有效的存儲管理方式。

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5. 分頁存儲管理的基本思想

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；
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

6. 分頁存儲管理的基本思想

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； 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） 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

7. 操作系統中的分區存儲管理和分頁存儲管理的優點和缺點各是什麼

一、分區存儲管理

1、固定分區：

優點：易於實現、開銷小

缺點：存在內部碎片(分區內未被利用空間)、分區總數固定，限制了並發執行的程序數量。

2、動態創建分區：按照程序申請要求分配。

優點： 沒有內部碎片

缺點：有外部碎片(難以利用的小空閑分區)

二、頁式存儲管理

優點： 沒有外部碎片，最後一頁可能有內碎片但不大; 程序不必連續存放;便於改變程序佔用空間大小。

缺點： 程序仍需要全部裝入內存。

8. 基本分頁存儲管理

  閱讀前請先閱讀 內存管理基礎 。從本文開始就介紹不連續分配的幾種方式，本文主要介紹基本分頁存儲管理。

  假設進程A的大小為23MB，但是每個分區的大小隻有10MB，如果進程只能佔用一個分區，顯然是放不下的。
  解決思路：如果允許進程佔用多個分區，那麼可以把進程拆分成 10MB + 10MB + 3MB三個部分 ，再把這三個部分別放在三個分區中（這些分區不要求連續）.....

  將內存空間分為一個個大小相等的分區（如每個分區4KB，每個分區就是一個 「頁框」 ，或稱 「內存塊」 、 「物理塊」 。每個頁框有一個編號，即 「頁框號」 ，或 「內存塊號」 、 「物理塊號」 ，頁框號 從0開始 ）。將用戶進程的地址空間也分為與頁框大小相等的一個個區域，稱為 頁面 或 頁 。頁框的大小不能太大，否則可能會產生過大的內存碎片。
  操作系統 以頁框為單位為各個進程分配內存空間。 進程的每個頁面分別放入一個頁框中，即進程的 頁面和內存的頁框 有 一一對應 的關系。

  進程分頁後，進程的各個頁面可以放在不連續的頁框中，所以如何實現邏輯地址到物理的地址的轉換？
  如下圖，將下面的進程分頁，假設每頁大小為50B，那麼就分為4個頁面。

  手動計算方法：
   頁號 = 邏輯地址 / 頁面長度（取整數部分）。
   頁內偏移量 = 邏輯地址 % 頁面長度
   頁面在內存中的起始位置 ：操作系統需要用某種數據結構記錄進程各個頁面的起始位置。
  對於計算機，通常將 頁面的大小劃分為2的整數次冪 。假設用32個二進制位表示邏輯地址，頁面大小為取2 12 B = 4096B = 4KB。

  如邏輯地址2，用二進製表示00000000 00000000 0000 0000 00000010 ，前24位二進制對應的十進制值就是邏輯地址2對應的頁號，即0號頁，而後12二進制位對應的十進制值就是偏移量。如果0號頁在內存中的起始地址為X，那麼邏輯地址2對應的物理地址就是 X + 2.
  同理，邏輯地址4097，用二進製表示00000000 00000000 0001 0000 00000001 ，前24位二進制對應的十進制值就是邏輯地址4097對應的頁號，即1號頁，而後12二進制位對應的十進制值就是偏移量。如果0號頁在內存中的起始地址為Y，那麼邏輯地址4097對應的物理地址就是 Y + 1.
  結論： 如果每個頁面的大小為2 k B，用二進製表示邏輯地址，則末尾的K位表示頁內偏移量，其餘部分就是頁號。
  因此，如果讓 每個頁面的大小為2的整數次冪， 計算機就可以很方便的得出一個邏輯地址對應的頁號和頁內偏移量。
  如果一個頁面的大小為2KB，那分頁存儲管理的邏輯地址結構為：

  地址結構包括兩個部分：前一個部分表示頁號，後一個部分表示頁內偏移量W。

  在知道如何計算頁號和偏移量後，要計算實際的物理地址，還需要知道頁號在內存中的起始地址，如何知道每個頁面在內存中存放的位置——操作系統要為 每個進程建立一張頁表。

  按照之前的方法計算出邏輯地址所對應的頁號N，然後根據頁表區查詢實際的內存塊號M，由於每個內存塊號的大小都是相等的，所以實際地址 = M * 內存塊大小 + 偏移量。

  在實際上，頁表中是沒有頁號的，那怎麼找到實際對應的內存塊號呢？
  假設某系統物理內存大小為4GB，頁面大小為4KB，則每個頁表項至少應該佔用多少位元組？

  各頁表項會 按順序連續地 存放在內存中，如果該頁表在內存中存放的地址為X，則M號頁對應的頁表項存放的地址為：X + M * 3B
  因此，頁表的頁號可以是隱含的。只需要知道 頁表存放的起始地址 和 頁表項長度 ，即可找到各個頁號對應的頁表項存放的位置，找到位置後就可以讀取該位置的值，即實際內存塊號。
  舉個例子，如果按照邏輯地址計算出了偏移量為20，頁號為1，頁表中的頁號是隱藏的，那麼根據頁表在內存中的起始地址20（假設的值），以及頁表項長度3B，那麼頁號為1所對應的實際內存塊號的值所在的地址就是：20 + 3 * 1 = 23的位置，然後在該位置的值，該值就是實際內存塊號，如果是4的話，那麼實際地址就是： 4 * 頁面大小（4096B） + 20 = 16404。

  基本地址變換結構可以藉助進程的頁表將邏輯地址轉換為物理地址。
  通常在系統中設置一個 頁表寄存器（PTR Page-Table Register） ，存放 頁表在內存中起始地址F 和 頁表長度M 。
  進程在未執行時，頁表的起址和頁表長度放在 進程式控制制塊（PCB）中 ，當進程被調度時，操作系統內核會把它們放在頁表寄存器中。

  邏輯地址到物理地址變換的過程：

  比較頁表長度，頁表項長度和頁面大小三個概念：

  在分頁存儲管理（頁式管理）系統中，只要確定了每個頁面的大小，邏輯地址結構就確定了。因此， 頁式管理中地址是一維的。 即只要給出一個邏輯地址，系統就可以自動算出頁號、頁內偏移量兩個部分，並不需要顯示告系統這個邏輯地址中，頁內偏移量佔多少位。
  基本地址變換結構需要訪問兩次內存： 第一次訪問內存查找頁表；第二次訪問物理內存對應的內存單元。

  對於上圖，會很頻繁地訪問10號塊中的指令、23號塊。
   時間局部性 ：如果執行了程序中的某條指令，那麼不久後這條指令很有可能再次執行：如果某個數據被訪問過，不久之後該數據很有可能再次被訪問。（因此程序中存在大量循環）。
   空間局限性 ：一旦程序訪問了某個存儲單元，在不久之後，其附近的存儲單元也很有可能被訪問。（因為很多數據在內存中都是連續存放的。如上面的數組，每次循環一次都會訪問鄰近的下一個元素地址）。
  在基本地址變換機構中，每次訪問一個邏輯地址，都需要查詢內幕才能中的頁表。由於局部性原理，可能連續很多次查找到的都是一個頁表項。既然如此，就可以利用這個特性減少訪問頁表的次數——快表。

   快表 ，又稱 聯想寄存器（TLB） ，是一種 訪問速度比內存快很多 的高速緩沖存儲器，用來存儲當前訪問的若干頁表項，以加速地址變換的過程。與此對應，內存中的頁表常稱為 慢表。
  快表的地址包換過程：
  (1) CPU給出邏輯地址，由某個硬體算得頁號、頁內偏移量，將頁號與快表中的所有頁號進行比較。
  (2) 如果找到匹配的頁號，說明要訪問的頁表項在快表中有副本，則直接從中取出該頁對應的內存塊號，再根據內存塊號中與頁內偏移量算地物理地址。最後訪問該物理地址對應的內存單元。因此如果快表命中，則訪問某個邏輯地址只需 一次 訪問內存即可。
  (3) 如果沒有找到匹配的頁號，則就需要訪問頁表，需要兩次訪問內存，在第一次訪問內存查詢得到頁號後，需要將頁號添加到快表中，以便後面再次被訪問。如果快表已滿，則必須按照一定的演算法對舊的頁表項進行替換。
  由於查詢快表比查詢頁表的速度快很多，因此只要快表命中，就可以節省很多時間。因為局部性原理，一般來說快表的命中率可以達到90%以上。