4.3请求页式存储管理
请求页式存储管理中页表的组成
请求页式存储管理中页表的组成
页式存储管理中，页表是管理页面和物理页面之间映射关系的数据结构，用于记录页面的虚拟地址和物理地址之间的对应关系。
页表的组成主要包括以下几个部分：
1. 页表项（Page Table Entry，PTE）：每个页表项记录了虚拟
页面的页号和对应的物理页面的帧号，以及一些控制位和标志位，如有效位（valid bit）用于指示该页是否已经分配。
2. 页表：页表是一个由页表项组成的数组，数组的索引即是虚拟页面的页号，每个页表项对应一个虚拟页面。
3. 页目录（Page Directory）：如果系统的虚拟地址空间较大，页表可能会非常大，而且维护和查找页表项也会比较费时。
为了简化管理和提高效率，可以引入多级页表机制，即使用页目录来管理页表。
页目录是一个由页目录项组成的数组，每个页目录项指向一个页表，实现了虚拟地址到页表的映射关系。
4. 页目录项（Page Directory Entry，PDE）：每个页目录项记
录了一个页表的物理地址和一些控制位和标志位，如有效位用于指示该页表是否已经分配。
以上是页式存储管理中页表的基本组成部分，具体的实现可能因系统架构和算法的不同而有所差异。
页式存储管理.ppt
4.5 段式存储管理
一个用户程序往往由几个程序段（主程序、子 程序和函数）所组成，当一个程序装入内存时，按 段进行分配，每个段的大小是不相等的。
程序地址的组成：S：W
例: S1：XXXX S2：XXXX S3；XXXX
1、分段与分页的区别： • 段是信息逻辑单位，页是物理单位（长度）。 • 段长不固定，页等长；页号连续，段号间无顺序关系。 • 段式作业地址空间是二维的，页式地址空间是一维的。
被修改时，其修改位M置1。
页号 0 1 2 3 4 5
内存块号 …… …… …… …… …… ……
访问位 0 1 1 0 0 1
修改位 1 0 1 0 1 0
在最近的一个时钟 周期（如20ms）内， 访问过页1、2、5。 自装入内存后，修 改过页0、2、4。
有四类页面： ① R=0，M=0 （最佳淘汰页） ② R=0，M=1 ③ R=1，M=0 ④ R=1，M=1（最不该淘汰）
2、段式管理的内存分配与释放： 每段要求一个连续的内存区，所以其分配和回收算法类 似于分区管理，如 FF，BF，WF，相邻区合并。
造成这样问题的主要原因是用户程序装入内 存时是连续装入的，为解决这个问题，提出了分 页存储管理技术。
二、分页的概念
程序地址空间分成大小相等的页面，同时把内存也分成与 页面大小相等的块，当一个用户程序装入内存时，以页面为单 位进行分配。页面的大小是为2n ,通常为1KB，2KB，nKB等。
页式存储管理要解决如下问题： 1、地址映射； 2、调入策略； 3、淘汰策略； 4、放置策略。
页将要运行，在其运行之前先行调入内存，这样在 程序运行的过程中就不会出现缺页中断。这样方法 从表面上看起来很好，但系统无法预计系统中作业 的运行情况，难以实现。 2、请调
请求页式存储管理中页表的组成
请求页式存储管理中页表的组成在计算机系统中，页式存储管理是一种常见的存储管理方式。
它将主存储器划分为固定大小的页框，将程序和数据分割成相同大小的页面，并将页面映射到页框中。
而页表则是页式存储管理中非常重要的组成部分。
页表是一种数据结构，用于记录页面和页框之间的映射关系。
它的主要作用是将逻辑地址转换为物理地址，实现虚拟内存到物理内存的映射。
在请求页式存储管理中，页表通常由两个部分组成：页目录和页表。
页目录是页表的第一级索引，用于将逻辑地址的高位映射到页表。
它的作用是将逻辑地址的高位转换为页表的物理地址，从而找到对应的页表。
页目录中的每个目录项都对应一个页表，每个目录项的大小通常为4字节。
页目录的大小取决于系统的虚拟地址空间大小和页框大小。
页表是页表的第二级索引，用于将逻辑地址的低位映射到页框。
它的作用是将逻辑地址的低位转换为页框的物理地址，从而找到对应的页框。
页表中的每个表项都对应一个页框，每个表项的大小通常为4字节。
页表的大小取决于系统的虚拟地址空间大小和页框大小。
在请求页式存储管理中，页表的组成可以根据系统的需求进行灵活的设计。
一种常见的设计是多级页表。
多级页表将页表分为多个级别，每个级别的页表都有自己的页目录和页表。
这种设计可以有效地减小页表的大小，提高地址转换的速度。
另一种常见的设计是倒排页表。
倒排页表将页表的索引和数据分开存储，通过索引表来查找页表的数据。
这种设计可以减小页表的大小，提高地址转换的速度。
但是倒排页表需要额外的索引表，增加了存储开销。
除了页目录和页表，页表还可以包含其他的信息，如访问权限、脏位、有效位等。
这些信息可以用于实现更加复杂的存储管理策略，如页面置换算法、页面共享等。
总之，请求页式存储管理中的页表是实现虚拟内存到物理内存映射的重要组成部分。
它由页目录和页表组成，可以根据系统的需求进行灵活的设计。
页表的组成和设计对于系统的性能和效率有着重要的影响，需要根据具体的应用场景进行选择和优化。
请求页式存贮管理
请求页式存贮管理
1 虚拟存储器
前面的存贮管理的特点是作业运行时， 整个作业的地址空间必须全部装入主存。而 当作业的地址空间大于主存可用空间时，该 作业就无法运行。这种存贮管理技术叫实存 管理技术。
与实存管理技术相对应的是虚拟存贮技 术。现在许多功能较强的计算机，无论是微 型、小型、中大型机，均采用了虚拟存贮技 术。
请求页式存贮管理
4 缺页中断
如果内存中有空闲块，则分配一页， 将新调入页装入内存，并修改页表中相应 页表项目的驻留位及相应的内存块号。
若此时内存中没有空闲块，则要淘汰 某页，若该页在内存期间被修改过，则要 将其写回外存。
4 缺页中断
缺页次数F
由图可知，
10000
当主存容量增加
9000
时，缺页中断次
请求页式存贮管理
2 页式虚拟存储管理实现原理
为了有效选择被淘汰的页，通常页表中再 增加两个标志位：访问位和修改位。
访问位指示该页最近是否被访问过。“1” 表示访问，“0”表示没有被访问。
修改位指示该页调入主存后是否被修改过。 “1”表示修改过，0表示未修改过。
选择一页淘汰时，要选择访问位为0、修 改位也为0的页。若这样的页没有找到，则选 择访问位为0修改位为1的页淘汰。当淘汰这 样一页时，要将被淘汰的页写回到辅存上去， 以保证信息的一致性。
页2 3 3 3 4 4 4 4 4 2 2 2
页3
2223333311
xxxxxxxvvxxv
共缺页中断9次 命中率=3/12*100%=25%
先进先出页面淘汰算法（FIFO）
FIFO算法虽然易于实现，但出现抖动外，还 会有一种异常现象。Belady在1969年发现，采用 FIFO算法时，为作业分配的主存块越多，反而缺 页中断次数越多。这种奇怪的现象就叫做Belady 异常。下面举例说明这一异常。某作业有5个页 面，执行时引用的页序列为：
ch4-4.3分页式存储管理
小结
页式存储管理缺点
程序全部装入内存 各种表格要占用一定的内存空间，而且要花 费一定的时间来建立和管理这些表格 碎片问题，虽然大部分的问题都解决了，但 是每一个作业或者进程的最后一页都有不能 充分利用的毛病 不易实现共享 不便于动态链接
页表
0 1 · · p b · · ·
主存
分页存储管理的地址转换
4.3.2 快表
页表放在内存当中，所以，CPU每存取一个 数据时需两次访问内存： 访问页表 访问存储单元 为了提高速度，增加一个硬件关联的存储器， 存放经常使用的页表表项。这个存储器称为 快表（转换后援缓冲TLB、联想寄存器）。
4.3.3分页式存储空间的分配和去配
去配算法
当一个进程执行完成并退出内存时要撤销进 程页表，同时修改主存物理块表。 它的过程是：查找该进程的进程页表，将其 中的每一行取出，得到物理内存的块号，然 后到主存物理块表中去搜索，把所对应的表 项的值修改为空闲，以便后面可以继续使用。
小结
页式存储管理优点
A P INT L d [ A]MODL
4.3.1 分页式存储管理基本原理
页表
将页号和页内地址转换 成内存地址，必须要有 一个数据结构，用来登 记页号和块的对应关系 和有关信息，这样的数 据结构称为页表。
0
页号 块号 0 2
1 2
…
4 7
…
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 内存空间
4.3.1 分页式存储管理基本原理
请求页式内存管理
操作系统课内实践学生姓名：专业班级：学号：指导老师：工作单位：计算机科学与技术学院题目：内存管理2015 —2016 学年第一学期内存管理一、设计目的、功能与要求设计目的：掌握内存管理的相关内容，对内存的分配与回收有深入的理解。
实验内容：模拟实现内存管理机制具体要求：✓任选一种计算机高级语言编程实现✓选择一种内存管理方案：动态分区式、请求页式、段式、段页式等✓能够输入给定的内存大小，进程的个数，每个进程所需内存空间的大小等✓能够选择分配/ 回收操作✓能够显示进程在内存的存储地址、大小等✓显示每次完成内存分配或回收后内存空间的使用情况二、问题的详细描述、需求分析本实验需要模拟实现计算机的内存管理机制。
内存管理的机制比较多，首先，应该选择其中的一种内存管理方案进行操作。
我选择的是请求页式内存管理机制。
要实现请求页式内存管理方案，首先要熟悉静态页式管理机制。
页式管理程序地址空间分成大小相等的页，每一页都有一个页号，从0开始编排。
把内存也按页的大小分成内存块或页面，同样也从0开始编排。
当一个用户程序装入内存时，以页为单位进分配，并且一个进程的若干页可分别装入物理上不相邻的内存块中。
而请求页式和纯分页不同点在于：请求分页技术当一个用户程序要调入内存时，不是将该程序全部装入内存，而是只装入部分页到内存，就可启动程序运行，在运行的过程中，如果发现要运行的程序或要访问数据不在内存，则向系统发出缺页中断请求，系统在处理这个中断时，将在外存相应的页调入内存，该程序继续运行。
需求分析：因此，在功能需求方面就是要实现这样一个功能，用户可以输入内存的大小，每一页的大小以及页表，当用户输入逻辑地址来访问程序时，如果该逻辑地址所在的页未调入内存，就采用淘汰策略淘汰在内存里面的页面，并将即将访问的逻辑地址所在页调入内存，然后继续执行。
在性能需求方面，需要界面设计合理，便于用户的输入，同时，合理控制程序的时间复杂度和空间复杂度，提高程序性能。
ch4-4.3分页和4.4分段式存储管理
0
索引1(8)
索引2(6)
索引3(6)
偏移(12)
第一级
第二级
第三级
4K页面
4095
页表
多级页表结构的本质
• 多级不连续导致多级索引。 • 以二级页表为例，用户程序的页面不连续 存放，要有页面地址索引，该索引是进程 页表；进程页表又是不连续存放的多个页 表页，故页表页也要页表页地址索引，该 索引就是页目录。 • 页目录项是页表页的索引，而页表页项是 进程程序的页面索引。
4.3.5反臵页表(1)
逻辑地址
进程标识 页号 位移
物理地址
页框号 位移
进程标识 页号 特征位 链指针
哈希 函数
· ·
索引
哈希表
反臵页表
反臵页表及其地址转换
反臵页表(2)
• IPT是为内存中的每一个物理块 建立一个页表并按照块号排序, • 该表每个表项包含正在访问该 页框的进程标识、页号及特征 位,用来完成主存页框到访问进 程的页号、即物理地址到逻辑 地址的转换。
4.3 分页式存储管理
4.3.1 分页式存储管理的基本原理 4.3.2 相联存储器和快表 4.3.3 分页式存储空间的分配和去配 4.3.4 分页式存储空间的页面共享和 保护 4.3.5 多级页表 4.3.6 反臵页表
4.3.1 分页式存储管理 基本原理(1)
•为什么要引进分页技术? •基本原理 (1)页框 (2)页面 (3) 逻辑地址形式 (4) 页表和地址转换
多级页表的概念(2)
• 多级页表概念：页表和页面一样也进行 分页，内存仅存放当前使用的页表,暂 时不用部分放在磁盘上,待用到时再行 调进。 • 具体做法：把整个页表进行分页,分成 一张张小页表(称为页表页) ,小页表的 大小与页框相同，为进行索引查找,应 该为这些小页表建一张页目录表,其表 项指出小页表所在页框号及相关信息。
请求页式存储管理程序说明
请求页式存储管理1. 设计要求设计一个请求页式存储管理方案。
并编写模拟程序实现之。
页面淘汰算法采用 FIFO页面淘汰算法，并且在淘汰一页时，只将该页在页表中抹去。
而不再判断它是否被改写过，也不将它写回到辅存。
方案提示：1、产生一个需要访问的指令地址流，它是一系列需要访问的指令的地址。
为不失一般性，你可以适当地（用人工指定地方法或用随机数产生器）生成这个序列，使得 50％的指令是顺序执行的。
25％的指令均匀地散布在前地址部分，25％的地址是均匀地散布在后地址部分。
2、指定合适的页面尺寸（例如以 1K或2K为1页）；3、指定内存页表的最大长度，并对页表进行初始化；4、每访问一个地址时，首先要计算该地址所在的页的页号，然后查页表，判断该页是否在主存——如果该页已在主存，则打印页表情况；如果该页不在主存且页表未满，则调入一页并打印页表情况；如果该页不足主存且页表已满，则按 FIFO页面淘汰算法淘汰一页后调入所需的页，打印页表情况；逐个地址访问，直到所有地址访问完毕。
2. 问题分析分页存储管理，是将一个进程的逻辑地址空间分成若干个大小相等的片，称为页面或页，并为各页加以编号。
相应地，也把内存空间分成与页面相同大小的若干个存储块，称为(物理)块或页框(frame)，在为进程分配内存时，以块为单位将进程中的若干个页分别装入到多个可以不相邻接的物理块中系统为每个进程建立一个页表，页表给出逻辑页号和具体内存块号相应的关系。
一个页表中包含若干个表目，表目的自然序号对应于用户程序中的页号，表目中的块号是该页对应的物理块号。
请求页式存储管理方式是一种实现虚拟存储器的方式，是指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，动态装入其它页面。
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。
请求页式存储管理主要需要解决以下问题：系统如何获知进程当前所需页面不在主存；当发现缺页时，如何把所缺页面调入主存；当主存中没有空闲的页框时，为了要接受一个新页，需要把老的一页淘汰出去，根据什么策略选择欲淘汰的页面。
请求页式存储管理
计算机操作系统实验报告实验三：一：内存页面调度算法的实现实验目的：理解内存页面的机理。
掌握几种页面置换算法的实现方法通过实验比较各种调度算法的优劣二、请求页式存储管理[问题描述] 设计一个请求页式存储管理方案，为简单起见。
页面淘汰算法采用FIFO 页面淘汰算法，并且在淘汰一页时，只将该页在页表中修改状态位。
而不再判断它是否被改写过，也不将它写回到辅存。
[基本要求]页面尺寸1K，输入进程大小（例如5300bytes），对页表进行初始化,页表结构：系统为进程分配3 个物理块（页框），块号分别为0、1、2，页框管理表（空闲块表）：任意输入一个需要访问的指令地址流（例如：3635、3642、1140、0087、1700、5200、4355，输入负数结束），打印页表情况。
每访问一个地址时，首先要计算该地址所在的页的页号，然后查页表，判断该页是否在主存——如果该页已在主存，则打印页表情况；如果该页不在主存且页框未满，则调入该页并修改页表，打印页表情况；如果该页不在主存且页框已满，则按FIFO页面淘汰算法淘汰一页后调入所需的页，修改页表，打印页表情况；存储管理算法的流程图如下：实验结果分析：输入进程大小4455，如果输入访问地址大于4455，则显示ERROR，输入小于等于他并且大于0的地址，则可以根据计算页号从而分配。
然后再判断是否在主存，若是则打印页表，若否，在判断是否在辅存，是，调入页表，否，采用先进先出算法淘汰一页最先进入的页面，调入所需页。
这里采用count计数进行判断。
实验代码：#include <stdio.h>#include <stdlib.h>#define BUSY0#define NOTBUSY 1struct Page{int PNumber; //页号int BNumber; //物理块号int Count; //计数器bool State; //状态位} Page[6]={{0,2,3,true},{1,1,2,true},{2,-1,0,false},{3,0,1,true},{4,-1,0,false},{5,-1,0,false}}; //对页表进行初始化//利用结构体数组存储页表struct Physical{int BNumber; //物理块号int State; //状态位}Physical[3]={{0,1},{1,1},{2,1}};//利用结构体数组初始化页框int main(){int P, BNumber;int i, j, k;char c;int MaxSize, MaxCount = 0;printf("\n请输入进程大小:");scanf("%d",&MaxSize);//输入进程大小printf("是否要输入访问地址：（Y/N）");scanf("%s",&c);while(c=='Y'||c=='y'){int Address;printf("\n输入要访问的地址:");scanf("%d",&Address);//输入要访问的地址while(Address < 0 || Address > MaxSize){printf("ERROR");printf("\nPlease input the address again:");scanf("%d",&Address);}P = Address / 1024;for (i = 0; i <= 5; i++){if (Page[i].PNumber == P && Page[i].State == true) //在页表中并在主存中{printf("\n页在主存，打印页表:");printf("\n页号：%d 物理块号：%d 状态：%d",Page[i].PNumber,Page[i].BNumber,Page[i].State);}}for(i = 0; i <= 5; i++){if (Page[i].PNumber == P && Page[i].State == false){printf("\n在辅存");//判断页面是否已满if(Physical[0].State == BUSY&& Physical[1].State == BUSY&& Physical[2].State == BUSY){for (j = 0; j <= 5; j++){if (Page[j].Count >= MaxCount && Page[j].State == true)//与在主存的页面相比较{MaxCount = Page[j].Count;k = j;}}BNumber = Page[k].BNumber;Page[k].Count = 0;Page[k].State = false;Page[i].BNumber = BNumber;Page[i].State = true;////修改countfor (j = 0; j <= 5; j++)if (Page[j].State == true)Page[j].Count = Page[j].Count + 1;//淘汰页面,重新调入printf("\n页在辅存并已调入主存，打印页表:");printf("\n页号：%d 物理块号：%d 状态：%d",Page[i].PNumber,Page[i].BNumber,Page[i].State);}else{for (j = 0; j <= 2 ; j++){if (Physical[j].State == NOTBUSY){Page[i].BNumber = Physical[j].BNumber;Page[i].State = true;for (j = 0; j <= 5; j++)if (Page[j].State == true)//在主存的次数加一Page[j].Count = Page[j].Count + 1;printf("/n页在辅存，打印页表:");printf("\n页号：%d 物理块号：%d 状态：%d",Page[i].PNumber,Page[i].BNumber,Page[i].State);}}}}}printf("是否继续输入（Y/N）");scanf("%s",&c);}system("PAUSE"); /* pause to see the result */return 0;}。
CH4-4.3,4.4
4.3.1 分页式存储管理的基本原理(8)
页表控制寄存器
页表始址 页表长度 作业表 地址越界 页表
物理地址 块号
块号 页内地址
比较
作业名 页表始址 页表长度
A xxxxxx 3 … 页号 页内地址
…
…
逻辑地址
4.3.2 相联存储器和快表(1)
由于页表放在内存中。这样，CPU每存取一个数据时 ，需要两次访问内存，一次访问页表取得物理块号以
基于模块化的程序设计，通常将一个大任 务分成若干个相对独立的子任务，对应于 子任务编写子程序，称为段 各个子程序可以独立的编辑、编译、链接 和执行 各个子程序由实现的功能决定，长度各不 相同。执行时，根据实际需要将各个子程 序链接成一个大程序
状态 起始块 长度 指针
4.3.4 分页式存储空间的共享与保护
分页存储管理在实现共享时,必须区分数据共享和程序 共享,实现数据共享时,允许不同的作业对共享的数据 页使用不同的页号,只要让各自页表中的有关表目指向 共享的数据信息块就行了.
实现程序共享时,由于页式存储结构要求逻辑地址空间 是连续的,所以程序(指令中包含指向其他指令的地址) 运行前它们的页号就确定了.对共享的程序必须规定一 个统一的页号.当共享程序的作业数增多时,要规定一 个统一的页号是困难的.
4.4 分段式存储管理
主要内容：
4.4.1 4.4.2 4.4.3 4.4.4
程序的分段结构 分段式存储管理的基本原理 段的共享 分段和分页的比较
4.4.1 程序的分段结构
存储管理技术发展的目标 系统准则：提高系统利用率 固定分区 可变分区 分页管理 用户准则：方便用户编程 分段管理
4.4.1 程序的分段结构
存储管理之段页式管理
主程序段[M]
0 ... E ...
P
子程序段[X]
0 ... F ...
L
子程序段[Y]
0 ...
116 12345
N
数组[A]
0
...
S
工作区段[B]
逻辑段号
0
0
M
K
0
1
X
P
0
2
Y
L
0
3
A
N
0
4
B
S
作业1的地址空间
长度 段地址
0 1 2 3 4
K P L N S
. 3200 . 1500 . 6000 . 8000 . 5000
内存分配：
以页为单位进行分配，并按作业的 页数多少来分配。逻辑上相邻的页， 物理上不一定相邻
0 1 2 3 4 5 6
作业的 地址空间
页框
页号
. 0 . 1 . 2 . 3 . 4 . 5 . 6
（物理块）
页表
主存中页框（物理 块）
4.3 .3管理
1.页表：系统为每个进程建立一个页表，页 表给出逻辑页号和具体内存块号相应的关 系 页表放在内存，属于进程的现场信息
逻辑地址
页号
页内地址
用户程序的划分是由系统自动完成
的，对用户是透明的。一般，一页的 大小为2的整数次幂，因此，地址的 高位部分为页号，低位部分为页内地 址
页号P
页内位移量W
31
12 11
0
编号0~1048575 逻辑地址：一维
相对地址0~4095
内存空间：
按页的大小划分为大小相等的区域， 称为内存块（物理页面，页框）
二级页表结构及地址映射
请求页式存储管理
软件学院操作系统实验报告专业：软件工程班级：RB软工互152学号：201560160226学生姓名：王泽华指导教师：韩新超实验四：请求页式存储管理一．实验目的深入理解请求页式存储管理的原理，重点认识其中的地址变换、缺页中断、置换算法等实现思想。
二．实验属性该实验为综合性、设计性实验。
三．实验仪器设备及器材普通PC386以上微机四．实验要求本实验要求4学时完成。
本实验要求完成如下任务：（1）建立相关的数据结构：存储块表、页表等；（2）实现基本分页存储管理，如分配、回收、地址变换；（3）在基本分页的基础上实现请求分页存储管理；（4）给定一批作业/进程，选择一个分配或回收模拟；（5）将整个过程可视化显示出来。
实验前应复习实验中所涉及的理论知识和算法，针对实验要求完成基本代码编写并完成预习报告、实验中认真调试所编代码并进行必要的测试、记录并分析实验结果。
实验后认真书写符合规范格式的实验报告（参见附录A），并要求用正规的实验报告纸和封面装订整齐，按时上交。
五、实验提示1、本实验虽然不以前面实验为基础，但建议在其界面中继续增加请求页式存储管理功能。
2、数据结构：内存分配表、页表空间（用数组实现），修改PCB结构增加页表指针、页表长度。
3、存储管理：编写内存分配、内存回收算法、页面置换算法。
4、主界面设计：在界面上增加一个请求分页内存分配按钮、请求分页内存回收按钮、装入指定进程的指定页按钮。
触发请求分页内存分配按钮，弹出作业大小输入框，输入后调用内存分配函数，在内存分配表和页表中看到分配的存储块。
触发请求分页内存回收按钮，弹出进程ID输入框，输入后调用内存回收函数，在内存分配表中看到回收后的状态改变。
5、功能测试：从显示出的内存分配表和页表，可查看操作的正确与否。
六、实验步骤（1）任务分析：1.最佳页面置换算法（OPT ）：其所选择的被淘汰页面，将是以后永不使用的或许是在最长(未来)时间内不再被访问的页面。
采用最佳置换算法，通常可保证获得最低的缺页率。
请求页式存储管理中页表的组成
请求页式存储管理中页表的组成在操作系统中，页式存储管理是一种常见的内存管理机制。
为了实现页式存储管理，系统需要使用页表来映射逻辑地址和物理地址之间的关系。
页表是一个数据结构，它记录了进程的逻辑地址空间与物理地址空间之间的映射关系。
下面是页表的组成和相关参考内容：1. 页表项：页表中的每一项被称为页表项，它包含了一些重要的信息，用于将逻辑地址映射到物理地址。
一个页表项通常由一个标记位和一个页帧号组成。
2. 标记位：标记位用于记录页的状态信息，例如页面是否有效、是否被修改、是否是只读等。
这些标记位可以帮助操作系统在进行地址转换时进行相应的处理。
3. 页帧号：页帧号是物理内存中的页框号，它表示与逻辑页号对应的物理内存地址。
通过页表项中的页帧号，操作系统可以将逻辑地址转换为物理地址。
4. 逻辑页号：逻辑页号是指进程中的页号，它用于标识进程中不同页面的逻辑地址。
逻辑页号经过页表的映射，最终被映射为物理页面的页帧号。
5. 页表基址寄存器：为了实现快速的页表查找，操作系统通常会使用一个页表基址寄存器。
这个寄存器中保存了页表的起始地址，通过它可以快速地访问页表中的某一项。
6. 页表长度：页表长度指的是页表的大小，即页表中的页表项的个数。
页表的长度决定了进程的逻辑地址空间的大小。
7. 页表缓冲：为了提高页表的访问速度，操作系统通常会使用一个特殊的高速缓存，称为页表缓冲。
页表缓冲中保存了最近经常访问的页表项，可以加快地址转换的速度。
8. 多级页表：在有些情况下，如果页表很大，它可能无法完全放入内存中。
为了解决这个问题，操作系统可以使用多级页表的方式。
多级页表把大的页表分为多个小的页表，每个小的页表只包含一部分的页表项，从而可以减少页表的长度。
参考文献：1. Silberschatz, A., Galvin, P. B., & Gagne, G. (2018). Operating system concepts essentials.2. Stallings, W. (2018). Operating systems: internals and design principles.3. Tanenbaum, A. S., & Bos, H. (2014). Modern operating systems.。
43 页式存储管理 431 基本思想工作原理
外部页表
0 1 ...
0页页表 0 1 ...
1页页表 0 1 ...
...
...
主存中页框 （物理块）
外部页表寄存器
页表始址 p0 页表长度 l
逻辑地址
外部页号p1 内层页号p2 页内地址d
+
比较
越界中断 比较
外部页表
快表
页号 块号
0 1
... b1 l1
+
p1 p2 b
地址映射机制
0
1
..
bd
物理块号 b 的地址= 页表始址+页号*页表项长度
物理地址 P = 物理块号*页的大小+页内地址
快表的命中率一般为：80%~90%
页式管理的优点: 解决了碎片问题、便于管理
缺点: 不易实现共享、不便于动态连接
4.3.3 两级和多级页表
对于32位逻辑地址空间, 页面大小为4096B则页 表项可达1兆, 整个页表最多可占4兆连续空间, 可采 用两级或多级(64位)页表来解决这一问题。
0页 1页 2页 3页 4页 5页 6页
进程的 地址空间
页号
存取 控制
块号
0
1
2
3
4
5
6
页表
主存中页框 （物理块）
4.3.2 管理
1. 建立页表：系统为每个进程都建立了一个页表。
2.空块管理——总页表
3.内存的分配与回收 • 计算一个进程所需要的总块数N • 查总页表, 看是否还有N个空闲块 • 如果有相应空闲块, 则申请页表区, 把页表起 始地址填入PCB, 页表长度为N。 • 分配N个空闲块, 将块号(物理块)填入页表 • 修改总页表
请求页式存储管理
请求页式存储管理作业内容：（1）用C（或者其他语言）语言实现对分页式存储管理中的硬件的地址转换和产生缺页中断。
（2）设计页表。
分页式虚拟存储系统是把作业的副本存放在磁盘上，当作业被选中时，可把作业的开始几页先装入主存且启动执行。
为此，在为作业建立页表时，应说明哪些页已在主存，哪些页尚未装入主存，页表的格式为：页号标志主存块号在磁盘上的位置（3）地址计算。
作业执行时，指令中的逻辑地址指出了参加运算的操作数存放的页号和单元号，硬件的地址转换机构按页号查页表，若该页对应标志为“1”，则表示该页已在主存，这时根据关系式：绝对地址=块号*块长+单元号计算出欲访问的主存单元地址。
按计算出的绝对地址可以取到操作数，完成一条指令的执行。
若访问的页标志为“0”，则表示该页不在主存，这时硬件发“缺页中断”信号，由OS按该页在磁盘上的位置，把该页信息从磁盘读出装入主存后再重新执行这条指令。
（4）设计“地址转换”程序模拟硬件的地址转换工作。
当访问的页在主存时，则形成绝对地址，但不去模拟指令的执行，而用输出转换后的地址来代替一条指令的执行。
当访问的页不在主存时，则输出“*该页页号”，表示产生了一次缺页中断，执行缺页中断程序。
该模拟程序的算法如图1.2所示。
图 1.2 地址转换模拟流程图(5) 缺页中断模拟。
如果访问页不在主存且页表未满，则调入一页并打印页表情况；如果该页不在主存且页表已满，则产生缺页中断，模拟算法如图1.3所示。
图 1.3 缺页中断算法流程图实验中采用FIFO算法进行页面淘汰。
把在主存的页的页号按进入主存的先后次序排成队列，每次总是调出队首页。
用数组存放页号的队列。
若分配给该作业的物理块数为m，则数组由m个元素组成，p[0]，p[1]……p[m-1]，队首指针head，队尾指针tail。
当装入新页时，将其页号装入数组。
主要步骤：1. 启动C语言环境，新建文件。
2. 假定主存的每块长度为128个字节；现有一个共七页的作业，其中的第0页至第3页已经装入主存，其余三页未装入主存，主存；该作业的页表为：如果作业依次执行的指令序列（操作，页号，单元号）为：(+, 0, 070)、(+, 1, 050)、(*, 2, 015) 、(存, 3, 021)、(取, 0, 056)、(—, 6, 040)、(移位, 4, 053)、(+, 5, 023)、(存, 1, 037)、(取, 2, 078)、(+, 0, 070)、(+, 4, 001)、(存, 6, 084)。
操作系统-请求页式存储管理实验报告
操作系统-请求页式存储管理实验报告操作系统实验三存储管理实验班级：学号：姓名：⽬录1. 实验⽬的 (2)2. 实验内容 (2)(1) 通过随机数产⽣⼀个指令序列，共320条指令 (2)(2) 将指令序列变换成为页地址流 (2)(3) 计算并输出下述各种算法在不同内存容量下的命中率 (2)3. 随机数产⽣办法 (3)环境说明 (3)4. 程序设计说明 (3)4.1.全局变量 (3)4.2.随机指令序列的产⽣ (4)4.3.FIFO算法 (4)4.4.LRU算法 (4)4.5.OPT算法 (5)5. 编程实现（源程序）： (5)6. 运⾏结果及分析 (11)6.1.运⾏（以某两次运⾏结果为例，列表如下：） (11)6.2.Belady’s anomaly (11)1.实验⽬的存储管理的主要功能之⼀是合理地分配空间。
请求页式管理是⼀种常⽤的虚拟存储管理技术。
本实验的⽬的是通过请求页式存储管理中页⾯置换算法模拟设计，了解虚拟存储技术的特点，掌握请求页式存储管理的页⾯置换算法。
2.实验内容(1) 通过随机数产⽣⼀个指令序列，共320条指令指令的地址按下述原则⽣成：a) 50% 的指令是顺序执⾏的；b) 25% 的指令是均匀分布在前地址部分；具体的实施⽅法是：a) 在[0，319]的指令地址之间随机选取⼀起点m；b) 顺序执⾏⼀条指令，即执⾏地址为m+1的指令；c) 在前地址[0，m+1]中随机选取⼀条指令并执⾏，该指令的地址为m';d) 顺序执⾏⼀条指令，其地址为m'+1;e) 在后地址[m'+2，319]中随机选取⼀条指令并执⾏;f) 重复上述步骤a)~f)，直到执⾏320次指令。
(2) 将指令序列变换成为页地址流设：a) 页⾯⼤⼩为1K；b) ⽤户内存容量为4页到32页；c) ⽤户虚存容量为32K。
在⽤户虚存中，按每K存放10条指令排列虚存地址，即320条指令在虚存中的存放⽅式为：第0条~第9条指令为第0页（对应虚存地址为[0，9]）；第10条~第19条指令为第1页（对应虚存地址为[10，19]）；……第310条~第319条指令为第31页（对应虚存地址为[310，319]）。
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5、最近没有使用页面先淘汰（NUR）
利用在页表中设置一个访问位即可实现，当某页被访问时，访问位置 “1”，否则访问位置“0”当需要淘汰一页时，从那些访问位为“0” 的页中选一页进行淘汰。系统周期性地对所有访问位清零。
4.3请求页式存储管理
3.3页式存储管理的优点
1、优点：
a、虛存量大，适合多道程序运行，用户不必担心内存不够的调度操作 b、内存利用率高，不常用的页面尽量不留在内存 c、不要求作业连续存放，有效地解决了“碎片”问题。与分区式比， 不需移动作业；与多重分区比，无零星碎片产生。 2、缺点：
a、要处理页面中断、缺页中断处理等，系统开销较大 b、有可能产生“抖动” c、地址变換机构复杂，为提高速度采用硬件实现，增加了机器成本
2、循环检测法
让循环多的页面留在内在。适合循环多的大程序，时空开销大， 系统要判断每个页面的驻留时间。
4.3请求页式存储管理
3.2请求淘汰换页算法3、最近最少使用Fra bibliotekLRU）页面先淘汰
截取一段最近的绝对时间，选择离当前时间最近一段时间内最久没 有使用过的页面先淘汰。
4、最不经常使用（LFU）的页面先淘汰
4.3请求页式存储管理
3.2请求淘汰换页算法
6、最优淘汰算法（OPT）
它是一种理想的淘汰算法，系统预测作业今后要访问的页面，淘汰页 是将来不被访问的页面或者最长时间后才能被访问的页面。淘汰该页 不会造成刚淘汰出去又立即要把它调入的现象。
7、随机数淘汰页面算法
在系统设计人员无法确定那些页的访问概率较低时，随机地选择某个 用户的页面进行淘汰也是一种方法。
4.3请求页式存储管理
3.1实现原理
是将逻辑地址空间分成大小相同的页，将存储地址空间分块，页和 块的大小相等，通过页表进行管理。 逻辑地址的页号、页表的块号与物理地址的关系如下： 逻辑空间页号 页表对应的块号*专长+位移量=存储空间物理地 址
3.2请求淘汰换页算法
1、先进先出算法（FIFO）
即先进入主存的页面先淘汰。遇到常用页效率降低。