分页存储管理逻辑地址

A. 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

B. （存储管理）01.分页式存储管理

将内存划分为若干个大小相等的分区，叫做块；将逻辑空间划分出与块大小一致的分区，叫做页。作业运行时，通过地址重定位技术，实现页与块的对应。这样就以页的方式来管理存储块，就叫分页式存储管理。

在分配存储块时，会根据作业的逻辑地址的大小计算所需要多少个存储块，然后查找空闲块并更新空闲块的状态为占用；回收存储块时，会将作业关联的所有空闲块的状态设置为空闲。记录空闲块状态的方法有两种：位图法和链表法。

在分配存储块之后，就在页表中，增加页和块对应关系的记录；同理，回收存储块时，就会删除对应记录。

访问存储块时，就会根据逻辑地址的页号，在页表找到对应的块号，然后再通过块号计算出物理地址，找到对应的存储块。如下图：

补充

页表：记录页号与块号对应关系的表，包含页号和块号两个字段。

逻辑地址：由 “页号” 和 “页内地址” 组成。其中页内地址是通过页大小来决定。

例如：逻辑地址长度为 16 位，页大小是 1kb （二的十次幂），那么页内地址占低十位，高六位是页号。如下：

在重定位存储块时，需要访问页表。为了加快重定位，就会通过快表（联想存储器，记录常用的页号和块号的对应关系）来快速通过页号找到对应的块号。但是如果不能通过快表找到对应的块号，那么就会按照查找页表的方式来完成重定位。

C. 页储存管理中，已知一个逻辑地址长度为16位，页面大小为4096B，地址为2F6AH，怎么知道这个地址的页号啊

页面大小4096B，那页内需要12位才能表示，逻辑地址16位，也就是4位页地址加12位页内偏移地址组成，那16位逻辑地址中前面的4位就是页号。
想要求出物理地址，那还需要页表，根据页号查找对应的页表，页表存放是的页号对应的物理页地址，物理地址就是物理页地址加上页内偏移。

D. 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

E. 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