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请求页式存储管理模拟

请求页式存储管理模拟

为什么说请求页式管理可以实现虚拟存储器

请求分页式存储管理的基本思想是:操作系统按照存储块的尺寸,把用户作业地址空间划分成页,全部存放在磁盘上。

作业运行时,只先装入若干页。

运行过程中遇到不在内存的页时,操作系统就把它从磁盘调入内存。

这样一来,用户的作业地址空间无需顾及内存的大小。

这与虚拟存储器的思想是完全吻合的。

所以,请求分页式存储管理能够向用户提供虚拟存储器。

...

请求动态分页式存储管理 C实现

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请求页式存储管理求物理地址

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:00011100110110112C1DH 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 10011CDBH 物理地址为1001100110110112C1DH 物理地址同上

描述一个包括页面分配与回收、页面置换和存储保护的请求页式存储管...

请求页式管理系统属于动态页式管理中的一种。

页面分配有相应的“分配算法”。

请求表给出要求页数--->储存页面表检查是否有足够空闲页面--->否,此次无法分配;是,分配并设置页表,填写请求表相应信息,搜索所要求的空闲页面,将对应页面号填入页表。

回收算法很简单,进程执行完毕后更新页表、页面表。

置换算法宗旨是淘汰被访问概率最低的页,将其移出内存。

常用算法有:随机淘汰算法、轮转法、先进先出算法、最近最久未使用页面置换算法以及理想型淘汰算法。

(具体算法及优缺点可以百度到,很多资料。

)关于存储保护,一般有两种方式,一种是地址越界保护(由地址变化机构中的控制寄存器的值——页表长度和所访问的虚地址完成。

),另一种是通过页表控制对内存信息的存取操作方式以提供保护(在页表中增加相应的保护位)。

对于请求分页式存储管理系统,若把页面的大小增加一倍,则缺页中断...

当然不一定是一半,这还得取决于操作系统内核的相关结构以及实际运行情况。

因为系统中,缺页中断次数和页面大小有些关系,但并不只取决于页面大小,还跟系统总内存总量等很多因素有关,当系统内存不足时,会发生页面交换,此时也会产生很多次缺页中断,但与页面大小就没有太大关系了。

...

在一个请求页式存储系统中,一个程序的页面走向为4,3,2,1,4,3,5,4,3,...

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:00011100110110112C1DH 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 10011CDBH 物理地址为1001100110110112C1DH 物理地址同上

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