Ⅰ 計算機操作系統分頁存儲管理方式頁大小的計算
頁面大小由操作系統規定，不能計算
Ⅱ 基本分頁存儲管理方式的其他存儲管理方式
段頁式系統的基本原理，是基本分段存儲管理方式和基本分頁存儲管理方式原理的結合，即先將用戶程序分成若干個段，再把每個段分成若干個頁，並為每一個段賦予一個段名。
在段頁式系統中，為了便於實現地址變換，須配置一個段表寄存器，其中存放段表始址和段表長TL。進行地址變換時，首先利用段號S，將它與段表長TL進行比較。若S<TL，表示未越界，於是利用段表始址和段號來求出該段所對應的段表項在段表中的位置，從中得到該段的頁表始址，並利用邏輯地址中的段內頁號P來獲得對應頁的頁表項位置，從中讀出該頁所在的物理塊號b，再利用塊號b和頁內地址來構成物理地址。右圖示出了段頁式系統中的地址變換機構。在段頁式系統中，為了獲得一條指令或數據，須三次訪問內存。第一次訪問是訪問內存中的段表，從中取得頁表始址；第二次訪問是訪問內存中的頁表，從中取出該頁所在的物理塊號，並將該塊號與頁內地址一起形成指令或數據的物理地址；第三次訪問才是真正從第二次訪問所得的地址中，取出指令或數據。
顯然，這使訪問內存的次數增加了近兩倍。為了提高執行速度，在地址變換機構中增設一個高速緩沖寄存器。每次訪問它時，都須同時利用段號和頁號去檢索高速緩存，若找到匹配的表項，便可從中得到相應頁的物理塊號，用來與頁內地址一起形成物理地址；若未找到匹配表項，則仍須再三次訪問內存。
Ⅲ xmind思維導圖如何分頁導出
打開自己的思維導圖，即後綴為.xmind的文件。或者，打開xmind軟體，通過文件--最近打開來找到思維導圖。
打開思維導圖後，在軟體上方菜單區域找到「文件」操作按鈕。
點擊「文件」後，在出現的下拉菜單中，找到「導出」菜單。
在導出菜單右側出現的菜單列表中，找到「PDF」，並點擊。這里，如果有需要，還可以選擇其他的文件格式，比如：word、Excel等等。
在彈出的選擇框中，選擇導出文件要存放的地址，然後，點擊「確定」按鈕。稍等片刻後，導出的PDF就出現在剛剛選擇的位置。
Ⅳ 頁表的基本分頁存儲管理方式
用固定大小的頁(Page)來描述邏輯地址空間，用相同大小的頁框(Frame)來描述物理內存空間，由操作系統實現從邏輯頁到物理頁框的頁面映射，同時負責對所有頁的管理和進程運行的控制。
Ⅳ 分頁存儲管理的實現原理
採用分頁存儲器允許把一個作業存放到若干不相鄰的分區中，既可免去移動信息的工作，又可盡量減少主存的碎片。分頁式存儲管理的基本原理如下：
1、 頁框：物理地址分成大小相等的許多區，每個區稱為一塊；
2、址分成大小相等的區，區的大小與塊的大小相等，每個稱一個頁面。
3、 邏輯地址形式：與此對應，分頁存儲器的邏輯地址由兩部分組成，頁號和單元號。邏輯地址格式為 頁號 單元號（頁內地址） 採用分頁式存儲管理時，邏輯地址是連續的。所以，用戶在編製程序時仍只須使用順序的地址，而不必考慮如何去分頁。
4、頁表和地址轉換：如何保證程序正確執行呢？
採用的辦法是動態重定位技術，讓程序的指令執行時作地址變換，由於程序段以頁為單位，所以，我們給每個頁設立一個重定位寄存器，這些重定位寄存器的集合便稱頁表。頁表是操作系統為每個用戶作業建立的，用來記錄程序頁面和主存對應頁框的對照表，頁表中的每一欄指明了程序中的一個頁面和分得的頁框的對應關系。絕對地址=塊號*塊長+單元號 以上從拓撲結構角度分析了對稱式與非對稱式虛擬存儲方案的異同,實際從虛擬化存儲的實現原理來講也有兩種方式;即數據塊虛擬與虛擬文件系統. 數據塊虛擬存儲方案著重解決數據傳輸過程中的沖突和延時問題.在多交換機組成的大型Fabric結構的SAN中,由於多台主機通過多個交換機埠訪問存儲設備,延時和數據塊沖突問題非常嚴重.數據塊虛擬存儲方案利用虛擬的多埠並行技術,為多台客戶機提供了極高的帶寬,最大限度上減少了延時與沖突的發生,在實際應用中,數據塊虛擬存儲方案以對稱式拓撲結構為表現形式. 虛擬文件系統存儲方案著重解決大規模網路中文件共享的安全機制問題.通過對不同的站點指定不同的訪問許可權,保證網路文件的安全.在實際應用中,虛擬文件系統存儲方案以非對稱式拓撲結構為表現形式. 虛擬存儲技術,實際上是虛擬存儲技術的一個方面,特指以CPU時間和外存空間換取昂貴內存空間的操作系統中的資源轉換技術 基本思想:程序,數據,堆棧的大小可以超過內存的大小,操作系統把程序當前使用的部分保留在內存,而把其他部分保存在磁碟上,並在需要時在內存和磁碟之間動態交換,虛擬存儲器支持多道程序設計技術 目的:提高內存利用率 管理方式
A 請求式分頁存儲管理 在進程開始運行之前,不是裝入全部頁面,而是裝入一個或零個頁面,之後根據進程運行的需要,動態裝入其他頁面;當內存空間已滿,而又需要裝入新的頁面時,則根據某種演算法淘汰某個頁面,以便裝入新的頁面
B 請求式分段存儲管理 為了能實現虛擬存儲,段式邏輯地址空間中的程序段在運行時並不全部裝入內存,而是如同請求式分頁存儲管理,首先調入一個或若干個程序段運行,在運行過程中調用到哪段時,就根據該段長度在內存分配一個連續的分區給它使用.若內存中沒有足夠大的空閑分區,則考慮進行段的緊湊或將某段或某些段淘汰出去,這種存儲管理技術稱為請求式分段存儲管理
Ⅵ 操作系統 分頁存儲管理
在一個分頁存儲管理的系統中，頁長為4KB，某一作業的頁表如右所示，虛擬地址3000對應物理地址____________，12000對應____________。
頁號 頁幀號
==== =====
0 3
1 4
2 6
Ⅶ 分頁存儲管理的基本思想
分頁式存儲管理的基本原理：採用分頁存儲器允許把一個作業存放到若干不相鄰的分區中，既可免去移動信息的工作，又可盡量減少主存的碎片。分頁式存儲管理的基本原理如下：
1、 頁框：物理地址分成大小相等的許多區，每個區稱為一塊；
2、址分成大小相等的區，區的大小與塊的大小相等，每個稱一個頁面。
3、 邏輯地址形式：與此對應，分頁存儲器的邏輯地址由兩部分組成，頁號和單元號。邏輯地址格式為
頁號 單元號（頁內地址）
採用分頁式存儲管理時，邏輯地址是連續的。所以，用戶在編製程序時仍只須使用順序的地址，而不必考慮如何去分頁。
4、頁表和地址轉換：如何保證程序正確執行呢？採用的辦法是動態重定位技術，讓程序的指令執行時作地址變換，由於程序段以頁為單位，所以，我們給每個頁設立一個重定位寄存器，這些重定位寄存器的集合便稱頁表。頁表是操作系統為每個用戶作業建立的，用來記錄程序頁面和主存對應頁框的對照表，頁表中的每一欄指明了程序中的一個頁面和分得的頁框的對應關系。絕對地址=塊號*塊長+單元號
以上從拓撲結構角度分析了對稱式與非對稱式虛擬存儲方案的異同,實際從虛擬化存儲的實現原理來講也有兩種方式;即數據塊虛擬與虛擬文件系統.
數據塊虛擬存儲方案著重解決數據傳輸過程中的沖突和延時問題.在多交換機組成的大型Fabric結構的SAN中,由於多台主機通過多個交換機埠訪問存儲設備,延時和數據塊沖突問題非常嚴重.數據塊虛擬存儲方案利用虛擬的多埠並行技術,為多台客戶機提供了極高的帶寬,最大限度上減少了延時與沖突的發生,在實際應用中,數據塊虛擬存儲方案以對稱式拓撲結構為表現形式.
虛擬文件系統存儲方案著重解決大規模網路中文件共享的安全機制問題.通過對不同的站點指定不同的訪問許可權,保證網路文件的安全.在實際應用中,虛擬文件系統存儲方案以非對稱式拓撲結構為表現形式.
虛擬存儲技術,實際上是虛擬存儲技術的一個方面,特指以CPU時間和外存空間換取昂貴內存空間的操作系統中的資源轉換技術
基本思想:程序,數據,堆棧的大小可以超過內存的大小,操作系統把程序當前使用的部分保留在內存,而把其他部分保存在磁碟上,並在需要時在內存和磁碟之間動態交換,虛擬存儲器支持多道程序設計技術
目的:提高內存利用率
管理方式
A 請求式分頁存儲管理
在進程開始運行之前,不是裝入全部頁面,而是裝入一個或零個頁面,之後根據進程運行的需要,動態裝入其他頁面;當內存空間已滿,而又需要裝入新的頁面時,則根據某種演算法淘汰某個頁面,以便裝入新的頁面
B 請求式分段存儲管理
為了能實現虛擬存儲,段式邏輯地址空間中的程序段在運行時並不全部裝入內存,而是如同請求式分頁存儲管理,首先調入一個或若干個程序段運行,在運行過程中調用到哪段時,就根據該段長度在內存分配一個連續的分區給它使用.若內存中沒有足夠大的空閑分區,則考慮進行段的緊湊或將某段或某些段淘汰出去,這種存儲管理技術稱為請求式分段存儲管理
Ⅷ 基本分頁和基本分段存儲管理方式的區別是什麼
頁和分段系統有許多相似之處，但在概念上兩者完全不同，主要表現在：
1、頁是信息的物理單位，分頁是為實現離散分配方式，以消減內存的外零頭，提高內存的利用率；或者說，分頁僅僅是由於系統管理的需要，而不是用戶的需要。
段是信息的邏輯單位，它含有一組其意義相對完整的信息。分段的目的是為了能更好的滿足用戶的需要。
2、頁的大小固定且由系統確定，把
邏輯地址
劃分為頁號和頁內地址兩部分，是由機器硬體實現的，因而一個系統只能有一種大小的頁面。
段的長度卻不固定，決定於用戶所編寫的程序，通常由
編輯程序
在對
源程序
進行編輯時，根據信息的性質來劃分。
3、分頁的作業
地址空間
是維一的，即單一的
線性空間
，程序員只須利用一個記憶符，即可表示一地址。
分段的作業地址空間是二維的，程序員在標識一個地址時，既需給出段名，又需給出段內地址。
Ⅸ 在分頁存儲管理方式下應怎樣實現主存空間的分配和回收
2.1 模擬包括3部分：
1）實現特定的內存分配演算法
2）實現內存回收模擬
3）每種內存分配策略對應的碎片數統計
2.2 固定分區存儲管理
假設內存容量為120KB，並且分別劃分成8,16,32,64KB大小的塊各一塊。
一個進程所需要的內存為0到100個KB。同時假設一個進程在運行過程中所需內存的大小不變。
模擬五個進程到達請求分配與運行完回收情況,輸出主存分配表.
2.3 動態分區分配存儲管理
採用連續分配方式之動態分區分配存儲管理，使用首次適應演算法、下次適應演算法、最佳適應演算法和最壞適應演算法4種演算法完成設計(任選兩種演算法)。
Ⅹ 基本分頁存儲管理方式的頁面與頁表
1) 頁面和物理塊
分頁存儲管理是將一個進程的邏輯地址空間分成若干個大小相等的片，稱為頁面或頁，並為各頁加以編號，從0開始，如第0頁、第1頁等。相應地，也把內存空間分成與頁面相同大小的若干個存儲塊，稱為(物理)塊或頁框(frame)，也同樣為它們加以編號，如0#塊、1#塊等等。在為進程分配內存時，以塊為單位將進程中的若干個頁分別裝入到多個可以不相鄰接的物理塊中。由於進程的最後一頁經常裝不滿一塊而形成了不可利用的碎片，稱之為「頁內碎片」。
2) 頁面大小
在分頁系統中的頁面其大小應適中。頁面若太小，一方面雖然可使內存碎片減小，從而減少了內存碎片的總空間，有利於提高內存利用率，但另一方面也會使每個進程佔用較多的頁面，從而導致進程的頁表過長，佔用大量內存；此外，還會降低頁面換進換出的效率。然而，如果選擇的頁面較大，雖然可以減少頁表的長度，提高頁面換進換出的速度，但卻又會使頁內碎片增大。因此，頁面的大小應選擇適中，且頁面大小應是2的冪，通常為512 B～8 KB。 分頁地址中的地址結構如下：
對於某特定機器，其地址結構是一定的。若給定一個邏輯地址空間中的地址為A，頁面的大小為L，則頁號P和頁內地址d可按右圖所示公式求得：
其中，INT是整除函數，MOD是取余函數。例如，其系統的頁面大小為1 KB，設A = 2170 B，則由上式可以求得P = 2，d = 122。 頁表的功能可以由一組專門的寄存器來實現。一個頁表項用一個寄存器。由於寄存器具有較高的訪問速度，因而有利於提高地址變換的速度；但由於寄存器成本較高，且大多數現代計算機的頁表又可能很大，使頁表項的總數可達幾千甚至幾十萬個，顯然這些頁表項不可能都用寄存器來實現，因此，頁表大多駐留在內存中。在系統中只設置一個頁表寄存器PTR(Page-Table Register)，在其中存放頁表在內存的始址和頁表的長度。平時，進程未執行時，頁表的始址和頁表長度存放在本進程的PCB中。當調度程序調度到某進程時，才將這兩個數據裝入頁表寄存器中。因此，在單處理機環境下，雖然系統中可以運行多個進程，但只需一個頁表寄存器。
當進程要訪問某個邏輯地址中的數據時，分頁地址變換機構會自動地將有效地址(相對地址)分為頁號頁內地址兩部分，再以頁號為索引去檢索頁表。查找操作由硬體執行。在執行檢索之前，先將頁號與頁表長度進行比較，如果頁號大於或等於頁表長度，則表示本次所訪問的地址已超越進程的地址空間。於是，這一錯誤將被系統發現並產生一地址越界中斷。若未出現越界錯誤，則將頁表始址與頁號和頁表項長度的乘積相加，便得到該表項在頁表中的位置，於是可從中得到該頁的物理塊號，將之裝入物理地址寄存器中。與此同時，再將有效地址寄存器中的頁內地址送入物理地址寄存器的塊內地址欄位中。這樣便完成了從邏輯地址到物理地址的變換。右圖示出了分頁系統的地址變換機構。 由於頁表是存放在內存中的，這使CPU在每存取一個數據時，都要兩次訪問內存。第一次是訪問內存中的頁表，從中找到指定頁的物理塊號，再將塊號與頁內偏移量W拼接，以形成物理地址。第二次訪問內存時，才是從第一次所得地址中獲得所需數據(或向此地址中寫入數據)。因此，採用這種方式將使計算機的處理速度降低近1/2。可見，以此高昂代價來換取存儲器空間利用率的提高，是得不償失的。
為了提高地址變換速度，可在地址變換機構中增設一個具有並行查尋能力的特殊高速緩沖寄存器，又稱為「聯想寄存器」(Associative Memory)，或稱為「快表」，在IBM系統中又取名為TLB(Translation Lookaside Buffer)，用以存放當前訪問的那些頁表項。此時的地址變換過程是：在CPU給出有效地址後，由地址變換機構自動地將頁號P送入高速緩沖寄存器，並將此頁號與高速緩存中的所有頁號進行比較，若其中有與此相匹配的頁號，便表示所要訪問的頁表項在快表中。於是，可直接從快表中讀出該頁所對應的物理塊號，並送到物理地址寄存器中。如在塊表中未找到對應的頁表項，則還須再訪問內存中的頁表，找到後，把從頁表項中讀出的物理塊號送地址寄存器；同時，再將此頁表項存入快表的一個寄存器單元中，亦即，重新修改快表。但如果聯想寄存器已滿，則OS必須找到一個老的且已被認為不再需要的頁表項，將它換出。右圖示出了具有快表的地址變換機構。