分页存储管理物理地址
A. 你回答的“一个请求分页存储管理系统，内存空间为32KB，允许用户编程空间为“在问题说物理地址15bit 何意
页大小为2KB=2的11次方B，页内偏移量为11bit
逻辑地址：
1CDBH 转换成二进制：0001110011011011
2C1DH 转换成二进制：0010110000011101
取低11位为页内偏移量，剩余高位为页号。
内存空间32KB=2的15次方B，物理地址15bit.
1CDBH 页号为00011，值为3.如表，块号为9.
9 转换成二进制 1001
1CDBH 物理地址为100110011011011
2C1DH 物理地址同上
另外,站长团上有产品团购,便宜有保证
B. 操作系统 逻辑地址求物理地址问题
逻辑地址A，页历档耐面大小L，页号p，页内地址d
p=INT[A/肢春L],d=[A]MOD L。
故可得：p=0420H/1KB,d=[0420H]MOD 1KB
即：p=1，d=20H
页表如下：
0 3
1 7
2 9
所以,物理地址=CS+IP=7*1KB+20H=1C20H
呵呵~~好好想想蠢颂吧~~~
C. 某分页储存管理系统中,逻辑地址的长度为16位,物理地址20位。
逻辑地址0AF6Ah，根据页面大小16kB，可知页面内地址为2F6Ah，页面编号为10即第2页，对应于第15物理块。
因此物理地址为4000h×0Fh + 2F6Ah = 3C000h + 2F6Ah = 3EF6Ah
网络嫌我字数不够
D. 用c语言分页式存储管理的地址转换过程实现
逻辑地址转换为物理地址
#include<stdio.h>
main()
{int p,d,la,pa,ps,a[100],n,i;/*pa为物理地址，la为物理地址，ps为页面大小，a[100]存放页表中对应主存的页号，n为页面数*/
printf("请输入逻辑地址la=");/*输入逻辑地址*/
scanf("%d",&la);
printf("请输入页面大小ps=");/*输入页面大小*/
scanf("%d",&ps);
printf("请输入页面数n=");/*输入页面数*/
scanf("%d",&n);
for(i=0;i<n;i++)
{
printf("输入页表中第%d页项中主存页号=",i);
scanf("%d",&a[i]);
}/*输入页表中主存的页号*/
p=la/ps;d=la-p*ps;/*p为页表项的页号，d为页内位移*/
pa=a[p]*ps+d;
printf("逻辑地址为%d的物理地址为%d",la,pa);
}
E. 分页存储管理的实现原理
采用分页存储器允许把一个作业存放到若干不相邻的分区中，既可免去移动信息的工作，又可尽量减少主存的碎片。分页式存储管理的基本原理如下：
1、 页框：物理地址分成大小相等的许多区，每个区称为一块；
2、址分成大小相等的区，区的大小与块的大小相等，每个称一个页面。
3、 逻辑地址形式：与此对应，分页存储器的逻辑地址由两部分组成，页号和单元号。逻辑地址格式为 页号 单元号（页内地址） 采用分页式存储管理时，逻辑地址是连续的。所以，用户在编制程序时仍只须使用顺序的地址，而不必考虑如何去分页。
4、页表和地址转换：如何保证程序正确执行呢？
采用的办法是动态重定位技术，让程序的指令执行时作地址变换，由于程序段以页为单位，所以，我们给每个页设立一个重定位寄存器，这些重定位寄存器的集合便称页表。页表是操作系统为每个用户作业建立的，用来记录程序页面和主存对应页框的对照表，页表中的每一栏指明了程序中的一个页面和分得的页框的对应关系。绝对地址=块号*块长+单元号 以上从拓扑结构角度分析了对称式与非对称式虚拟存储方案的异同,实际从虚拟化存储的实现原理来讲也有两种方式;即数据块虚拟与虚拟文件系统. 数据块虚拟存储方案着重解决数据传输过程中的冲突和延时问题.在多交换机组成的大型Fabric结构的SAN中,由于多台主机通过多个交换机端口访问存储设备,延时和数据块冲突问题非常严重.数据块虚拟存储方案利用虚拟的多端口并行技术,为多台客户机提供了极高的带宽,最大限度上减少了延时与冲突的发生,在实际应用中,数据块虚拟存储方案以对称式拓扑结构为表现形式. 虚拟文件系统存储方案着重解决大规模网络中文件共享的安全机制问题.通过对不同的站点指定不同的访问权限,保证网络文件的安全.在实际应用中,虚拟文件系统存储方案以非对称式拓扑结构为表现形式. 虚拟存储技术,实际上是虚拟存储技术的一个方面,特指以CPU时间和外存空间换取昂贵内存空间的操作系统中的资源转换技术 基本思想:程序,数据,堆栈的大小可以超过内存的大小,操作系统把程序当前使用的部分保留在内存,而把其他部分保存在磁盘上,并在需要时在内存和磁盘之间动态交换,虚拟存储器支持多道程序设计技术 目的:提高内存利用率 管理方式
A 请求式分页存储管理 在进程开始运行之前,不是装入全部页面,而是装入一个或零个页面,之后根据进程运行的需要,动态装入其他页面;当内存空间已满,而又需要装入新的页面时,则根据某种算法淘汰某个页面,以便装入新的页面
B 请求式分段存储管理 为了能实现虚拟存储,段式逻辑地址空间中的程序段在运行时并不全部装入内存,而是如同请求式分页存储管理,首先调入一个或若干个程序段运行,在运行过程中调用到哪段时,就根据该段长度在内存分配一个连续的分区给它使用.若内存中没有足够大的空闲分区,则考虑进行段的紧凑或将某段或某些段淘汰出去,这种存储管理技术称为请求式分段存储管理
F. 基本分页存储管理
阅读前请先阅读 内存管理基础 。从本文开始就介绍不连续分配的几种方式，本文主要介绍基本分页存储管理。
假设进程A的大小为23MB，但是每个分区的大小只有10MB，如果进程只能占用一个分区，显然是放不下的。
解决思路：如果允许进程占用多个分区，那么可以把进程拆分成 10MB + 10MB + 3MB三个部分 ，再把这三个部分别放在三个分区中（这些分区不要求连续）.....
将内存空间分为一个个大小相等的分区（如每个分区4KB，每个分区就是一个 “页框” ，或称 “内存块” 、 “物理块” 。每个页框有一个编号，即 “页框号” ，或 “内存块号” 、 “物理块号” ，页框号 从0开始 ）。将用户进程的地址空间也分为与页框大小相等的一个个区域，称为 页面 或 页 。页框的大小不能太大，否则可能会产生过大的内存碎片。
操作系统 以页框为单位为各个进程分配内存空间。 进程的每个页面分别放入一个页框中，即进程的 页面和内存的页框 有 一一对应 的关系。
进程分页后，进程的各个页面可以放在不连续的页框中，所以如何实现逻辑地址到物理的地址的转换？
如下图，将下面的进程分页，假设每页大小为50B，那么就分为4个页面。
手动计算方法：
页号 = 逻辑地址 / 页面长度（取整数部分）。
页内偏移量 = 逻辑地址 % 页面长度
页面在内存中的起始位置 ：操作系统需要用某种数据结构记录进程各个页面的起始位置。
对于计算机，通常将 页面的大小划分为2的整数次幂 。假设用32个二进制位表示逻辑地址，页面大小为取2 12 B = 4096B = 4KB。
如逻辑地址2，用二进制表示00000000 00000000 0000 0000 00000010 ，前24位二进制对应的十进制值就是逻辑地址2对应的页号，即0号页，而后12二进制位对应的十进制值就是偏移量。如果0号页在内存中的起始地址为X，那么逻辑地址2对应的物理地址就是 X + 2.
同理，逻辑地址4097，用二进制表示00000000 00000000 0001 0000 00000001 ，前24位二进制对应的十进制值就是逻辑地址4097对应的页号，即1号页，而后12二进制位对应的十进制值就是偏移量。如果0号页在内存中的起始地址为Y，那么逻辑地址4097对应的物理地址就是 Y + 1.
结论： 如果每个页面的大小为2 k B，用二进制表示逻辑地址，则末尾的K位表示页内偏移量，其余部分就是页号。
因此，如果让 每个页面的大小为2的整数次幂， 计算机就可以很方便的得出一个逻辑地址对应的页号和页内偏移量。
如果一个页面的大小为2KB，那分页存储管理的逻辑地址结构为：
地址结构包括两个部分：前一个部分表示页号，后一个部分表示页内偏移量W。
在知道如何计算页号和偏移量后，要计算实际的物理地址，还需要知道页号在内存中的起始地址，如何知道每个页面在内存中存放的位置——操作系统要为 每个进程建立一张页表。
按照之前的方法计算出逻辑地址所对应的页号N，然后根据页表区查询实际的内存块号M，由于每个内存块号的大小都是相等的，所以实际地址 = M * 内存块大小 + 偏移量。
在实际上，页表中是没有页号的，那怎么找到实际对应的内存块号呢？
假设某系统物理内存大小为4GB，页面大小为4KB，则每个页表项至少应该占用多少字节？
各页表项会 按顺序连续地 存放在内存中，如果该页表在内存中存放的地址为X，则M号页对应的页表项存放的地址为：X + M * 3B
因此，页表的页号可以是隐含的。只需要知道 页表存放的起始地址 和 页表项长度 ，即可找到各个页号对应的页表项存放的位置，找到位置后就可以读取该位置的值，即实际内存块号。
举个例子，如果按照逻辑地址计算出了偏移量为20，页号为1，页表中的页号是隐藏的，那么根据页表在内存中的起始地址20（假设的值），以及页表项长度3B，那么页号为1所对应的实际内存块号的值所在的地址就是：20 + 3 * 1 = 23的位置，然后在该位置的值，该值就是实际内存块号，如果是4的话，那么实际地址就是： 4 * 页面大小（4096B） + 20 = 16404。
基本地址变换结构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。
通常在系统中设置一个 页表寄存器（PTR Page-Table Register） ，存放 页表在内存中起始地址F 和 页表长度M 。
进程在未执行时，页表的起址和页表长度放在 进程控制块（PCB）中 ，当进程被调度时，操作系统内核会把它们放在页表寄存器中。
逻辑地址到物理地址变换的过程：
比较页表长度，页表项长度和页面大小三个概念：
在分页存储管理（页式管理）系统中，只要确定了每个页面的大小，逻辑地址结构就确定了。因此， 页式管理中地址是一维的。 即只要给出一个逻辑地址，系统就可以自动算出页号、页内偏移量两个部分，并不需要显示告系统这个逻辑地址中，页内偏移量占多少位。
基本地址变换结构需要访问两次内存： 第一次访问内存查找页表；第二次访问物理内存对应的内存单元。
对于上图，会很频繁地访问10号块中的指令、23号块。
时间局部性 ：如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次执行：如果某个数据被访问过，不久之后该数据很有可能再次被访问。（因此程序中存在大量循环）。
空间局限性 ：一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问。（因为很多数据在内存中都是连续存放的。如上面的数组，每次循环一次都会访问邻近的下一个元素地址）。
在基本地址变换机构中，每次访问一个逻辑地址，都需要查询内幕才能中的页表。由于局部性原理，可能连续很多次查找到的都是一个页表项。既然如此，就可以利用这个特性减少访问页表的次数——快表。
快表 ，又称 联想寄存器（TLB） ，是一种 访问速度比内存快很多 的高速缓冲存储器，用来存储当前访问的若干页表项，以加速地址变换的过程。与此对应，内存中的页表常称为 慢表。
快表的地址包换过程：
(1) CPU给出逻辑地址，由某个硬件算得页号、页内偏移量，将页号与快表中的所有页号进行比较。
(2) 如果找到匹配的页号，说明要访问的页表项在快表中有副本，则直接从中取出该页对应的内存块号，再根据内存块号中与页内偏移量算地物理地址。最后访问该物理地址对应的内存单元。因此如果快表命中，则访问某个逻辑地址只需 一次 访问内存即可。
(3) 如果没有找到匹配的页号，则就需要访问页表，需要两次访问内存，在第一次访问内存查询得到页号后，需要将页号添加到快表中，以便后面再次被访问。如果快表已满，则必须按照一定的算法对旧的页表项进行替换。
由于查询快表比查询页表的速度快很多，因此只要快表命中，就可以节省很多时间。因为局部性原理，一般来说快表的命中率可以达到90%以上。
G. 在二级页表分页存储管理中怎样由十进制的逻辑地址计算相对应的物理地址
1)092b(H)转换成二进制就是0000 1001 0010 1011 前6位为页号手世p得先转换成10进制为2 ,对应的块号为5,用5*1024加上后10位（0100101011转换成10进制为1+2+8+32+256=299）为5419即为物理地址
2)2A12转换成二进制为0010 1010 0001 0010 页号巧闷为001010就是10 而页号中缺页了 溢出
3）2A5C十进孝薯弯制就是10844再除以1024等于 10余604 10为块号 而题目中没有 也是溢出
不知道算对没.
H. 基本分页存储管理
假设是按字节编址
考虑支持多道程序的两种连续分配方式
原因：连续分配要求进程占有的必须是一块连续的内存区域
能否讲一个进程分散地装入到许多不相邻的分区，便可充分利用内存
基本分页存储管理的思想：把内存分为一个个相等的小分区，再按照分区大小把进程拆分成一个个小部分
页框/页帧：内存空间分成的一个个大小相等的分区（比如4KB）
页框号：页框的编号，从0开始，从低地址开始
页/页面：用户进程的地址空间分为和页框大小相等的一个个区域
页号梁李弯：页/页面的编号，从0开始
进程的最后一个页面可能没有一个页框那么大，页框不能太大，否则可能产生过大的内部碎片
操作系统以页框为单位为各个进程分配内存空间。进程的每个页面分别放入一个页框中，也就是说，进程的页面与内存的页框有一一对应的关系
每个页面不必连续存放，也不必按照先后顺序，可以放到不相邻的各个页框中
进程在内存中连续存放时，通过动态重定位实现逻辑地址到物理地址的转换。在装入模块之后，内存中指令使用的依然是逻辑地扰早址，直到指令执行的时候才会进行地址转换。系统会设置一个重定位寄存器，用来存放装入模块存放的起始位置，重定位寄存器橡闷中的值加上逻辑地址就是该逻辑地址实际对应的物理地址
如果采用分页技术
页框大小为4KB，地址空间为4GB的系统
页号为前20位，页内偏移量为后12位
页表：为了能知道进程的每个页面在内存中存放的位置，操作系统要为每个进程建立一张页表
一个进程对应一张页表
进程的每一页对应一个页表项
每个页表项由页号和页框号组成
页表记录进程页面和实际存放的页框之间的对应关系
每个页表项的长度是相同的，页号是隐含的
各页表项会按顺序连续存放在内存中，如果该页表在内存中的起始地址是X，4GB/4KB系统的页框有
用于实现逻辑地址到物理地址转换的一组硬件机构
通常会在系统中设置一个页表寄存器(PTR)，存放页表在内存中的起始地址F和页表长度M（M个页表项）
进程未执行时，页表的起始地址和页表长度放在进程控制块(PCB)中，当进程被调度时，操作系统内核会把他们放到页表寄存器中
基本分页存储管理中地址是一维的，即只要给出一个逻辑地址，系统就可以自动计算出页号、偏移量，不需要显式告诉系统偏移量是多少
理论上，页表项长度为3即可表示内存块号的范围，但是为了方便页表查询，会让页面恰好能装得下整数个页表项，令每个页表项占4字节
4KB页面，可以放4096/3 =1365个页表项，有4096%3 =1B的碎片，访问1365及之后的页表项时，还要考虑前面的页框中的碎片，才能得到页表项的物理地址，比较麻烦
进程页表通常存放在连续的页框中，这样就能用统一的计算方式得到想要得到的页表项存储的位置
地址变换过程中有两次访存操作：查询页表、访问目标内存单元
局部性原理
如果这个程序将程序对应的指令存放在10号内存块，将程序中定义的变量存放在23号内存块，当这个程序执行时，会很频繁地反问10、23号内存块
时间局部性：如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能被再次执行；如果某个数据被访问过，不久之后该数据很有可能再次被访问（因为程序存在大量循环）
空间局部性：一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问（因为很多数据在内存中连续存放）
基本地址变换机构中，每次要访问一个逻辑地址，都要查询页表，由于局部性原理，可能连续多次查询同一个页表项
快表：又称联想寄存器（TLB），是一种访问速度比内存块很多的高速缓存，用来存放当前访问的若干页表项，以加速地址变换的过程。内存中的页表常称为慢表
引入快表后地址的变换过程
一般来说，快表的命中率可以达到90%以上
单级页表存在的问题
对问题1
可将页表进行分组，使每个内存块刚好可以放入一个分组。为离散分配的页表再建立一张页表，称为页目录表，或外层页表
各级页表的大小不能超过一个页面
针对两级页表
对问题2
可以在需要访问页面时，才把页面调入内存（虚拟存储技术），可以在页表项中增加一个标志位，用于表示该页面是否已经调入内存
若想访问的页面不在内存中，会产生缺页中断（内中断），然后将目标页面从外存调入内存
之后的文章会有展开
两级页表访存次数分析：如果没有TLB，第一次访存是访问内存中的页目录表，第二次访存是访问内存中的二级页表，第三次访存是访问目标内存单元
I. 计算机操作系统，分页存储管理求物理地址
该页的物理地址为D80F，数据为0B。