在采用分页存储管理

‘壹’ 在一个采用页式储存管理的操作系统环境下，页的大小是1024字节，程序地址为3249的页内相对地址是

3249/1024=3……117
说明者悔程序地址为3249的返源位置处在的3页（从0开始编号，如果从1开始漏嫌态编号那就是第4页）；
页内相对地址为117。

‘贰’ 在分页存储管理方式下应怎样实现主存空间的分配和回收

2.1 模拟包括3部分：
1）实现特定的内存分配算法
2）实现内存回收模拟
3）每种内存分配策略对应的碎片数统计
2.2 固定分区存储管理
假设内存容量为120KB，并且分别划分成8,16,32,64KB大小的块各一块。
一个进程所需要的内存为0到100个KB。同时假设一个进程在运行过程中所需内存的大小不变。
模拟五个进程到达请求分配与运行完回收情况,输出主存分配表.
2.3 动态分区分配存储管理
采用连续分配方式之动态分区分配存储管理，使用首次适应算法、下次适应算法、最佳适应算法和最坏适应算法4种算法完成设计(任选两种算法)。

‘叁’ 分页存储管理的基本思想

分页式存储管理的基本原理：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

‘肆’ 在实行分页式存储管理系统中，分页是由（）完成的。

分页管理是操作系统采用的一种内存管理机制，将内存分为伍冲一些大小相等的页面进行相关的分配和管理工作。
这种管理对于上层用户和应用程序都是完全透明的，应用程序的开发者看到的只是一段连续的地址空间罢了，是看不到具体的内存页腔基歼的。所以这题应该选D，系统锋差

有问题欢迎继续追问！

‘伍’ linux为什么主要采用分页机制来实现虚拟存储管理

1 分页机制
在虚拟内存中，页表是个映射表的概念, 即从进程能理解的线性地址(linear address)映射到存储器上的物理地址(phisical address).
很显然，这个页表是需要常驻内存的东西, 以应对频繁的查询映射需要(实际上，现代支持VM的处理器都有一个叫TLB的硬件级页表缓存部件，本文不讨论）。
1.1 为什么使用多级页表来完成映射

但是为什么要使用多级页表来完成映射呢?
用来将虚拟地址映射到物理地址的数据结构称为页表, 实现两个地址空间的关联最容易的方式是使用数组, 对虚拟地址空间中的每一页, 都分配一个数组项. 该数组指向与之关联的页帧, 但这会引发一个问题, 例如, IA-32体系结构使用4KB大小的页, 在虚拟地址空间为4GB的前提下, 则需要包含100万项的页表. 这个问题在64位体系结构下, 情况会更加糟糕. 而每个进程都需要自身的页表, 这回导致系统中大量的所有内存都用来保存页表.
设想一个典型的32位的X86系统，它的虚拟内存用户空间(user space)大小为3G, 并且典型的一个页表项(page table entry, pte)大小为4 bytes，每一个页(page)大小为4k bytes。那么这3G空间一共有(3G/4k=)786432个页面，每个页面需要一个pte来保存映射信息，这样一共需要786432个pte!
如何存储这些信息呢？一个直观的做法是用数组来存储，这样每个页能存储(4k/4=)1K个，这样一共需要(786432/1k=)768个连续的物理页面(phsical page)。而且，这只是一个进程，如果要存放所有N个进程，这个数目还要乘上N! 这是个巨大的数目，哪怕内存能提供这样数量的空间，要找到连续768个连续的物理页面在系统运行一段时间后碎片化的情况下，也是不现实的。
为减少页表的大小并容许忽略不需要的区域, 计算机体系结构的涉及会将虚拟地址分成多个部分. 同时虚拟地址空间的大部分们区域都没有使用, 因而页没有关联到页帧, 那么就可以使用功能相同但内存用量少的多的模型: 多级页表

但是新的问题来了, 到底采用几级页表合适呢?
1.2 32位系统中2级页表
从80386开始, intel处理器的分页单元是4KB的页, 32位的地址空间被分为3部分

单元
描述

页目录表Directory 最高10位
页中间表Table 中间10位
页内偏移 最低12位
即页表被划分为页目录表Directory和页中间表Tabl两个部分
此种情况下, 线性地址的转换分为两步完成.
第一步, 基于两级转换表(页目录表和页中间表), 最终查找到地址所在的页帧
第二步, 基于偏移, 在所在的页帧中查找到对应偏移的物理地址
使用这种二级页表可以有效的减少每个进程页表所需的RAM的数量. 如果使用简单的一级页表, 那将需要高达220个页表, 假设每项4B, 则共需要占用220?4B=4MB的RAM来表示每个进程的页表. 当然我们并不需要映射所有的线性地址空间(32位机器上线性地址空间为4GB), 内核通常只为进程实际使用的那些虚拟内存区请求页表来减少内存使用量.
1.3 64位系统中的分页
正常来说, 对于32位的系统两级页表已经足够了, 但是对于64位系统的计算机, 这远远不够.
首先假设一个大小为4KB的标准页. 因为1KB覆盖210个地址的范围, 4KB覆盖212个地址, 所以offset字段需要12位.
这样线性地址空间就剩下64-12=52位分配给页中间表Table和页目录表Directory. 如果我们现在决定仅仅使用64位中的48位来寻址(这个限制其实已经足够了, 2^48=256TB, 即可达到256TB的寻址空间). 剩下的48-12=36位被分配给Table和Directory字段. 即使我们现在决定位两个字段各预留18位, 那么每个进程的页目录和页表都包含218个项, 即超过256000个项.
基于这个原因, 所有64位处理器的硬件分页系统都使用了额外的分页级别. 使用的级别取决于处理器的类型

平台名称
页大小
寻址所使用的位数
分页级别数
线性地址分级

alpha 8KB 43 3 10 + 10 + 10 + 13
ia64 4KB 39 3 9 + 9 + 9 + 12
ppc64 4KB 41 3 10 + 10 + 9 + 12
sh64 4KB 41 3 10 + 10 + 9 + 12
x86_64 4KB 48 4 9 + 9 + 9 + 9 + 12

‘陆’ 在采用页式存储管理的系统中

在采用页式存储管理系统中https://help.aliyun.com/wordpower/2374442-1.html

‘柒’ 在分页分配存储器管理中,怎么样使用快表提高存储器访问速度

在分页分配存储器管理中，访问内存使用快表提高存储器访问速度。根据查询相关公开信息：将一个进程的逻辑地址空间分成若干个大小相等的片，页框(物理块磨隐兄)：将物理内存空间分成与页大携族小相同的若干个存储块。分页存储：将进程中的若干页分别装入多个可以不相邻的页框瞎袭中，页内碎片：进程最后一页一般装不满一个页框，形成页内碎片。

‘捌’ 在采用页式存储管理系统中，逻辑地址用24位表示，其中页号占10位，则主存的分块大小应该为多少字节

逻辑地址用24位表示，页号占10位，那么分块地址就是用14位表示，可以表示的大小就是2的14次方字节，1024字节为1K，所以2^14=16384=16K。

‘玖’ 急..急 在采用分页存贮管理系统中，：

这个程序是由Visual Basic 6.0所编，它主要演示了关于分页存储管睁郑理中的随机分页的过程，程序可演示4个作业的分配，但总长度不可打于64，它可以显示作业号、页表长度、作业长度、状败旅态（空项、已分配）。通过点击按键“我有作业要分配”来激活分配。程序共由两个表格、一个按键组成。关于不同的作业运用了不同的颜色，可以让读者看出这个页分配给了哪个作业。“空项”表示该作业还不存在，“已察早凳分配”表示该作业已分配完了，对照作业号上的颜色，可以看出哪几页是被分配给该作业的。
http://www.newasp.net/code/vb/5221.html

‘拾’ 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