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請求頁式存儲測試分析

發布時間: 2023-03-25 07:59:50

⑴ 請求頁式管理是一種常用的虛擬存儲管理技術。

14、虛擬存儲器:是由主存、輔寸、存儲管理單元及操作系統中存儲管理軟體組成的存儲系統。 分類: 頁式虛擬存儲器(以頁為信息傳送單 優點:頁表硬體少,

⑵ 用c語言分頁式存儲管理的地址轉換過程實現

邏輯地址轉換為物理地址
#include<stdio.h>
main()
{int p,d,la,pa,ps,a[100],n,i;/*pa為物理地址,la為物理地址,ps為頁面大小拆彎含,a[100]存放頁表中對應主存旅笑的頁號,n為頁面數*/
printf("請輸入邏輯地址la=");/*輸入邏輯地址*/
scanf("%d",&la);
printf("請輸入頁面大小ps=");/*輸入頁面大小*/
scanf("%d",&ps);
printf("請輸入頁面數n=");/*輸入頁面數*/
scanf("%d",&n);
for(i=0;i<n;i++)
{
printf("輸入頁表中第%d頁項中主存頁號=",i);
scanf("%d",&a[i]);
}/*輸入頁表中主存的頁號*/
p=la/ps;d=la-p*ps;/*p為頁表項的頁號,d為頁內位移*/
pa=a[p]*ps+d;
printf("邏輯鬧升地址為%d的物理地址為%d",la,pa);
}

⑶ 在請求分頁管理系統中,發生缺頁以後,所缺頁有可能從哪裡調入

在請求分頁系統中,每當所要訪問的頁面不在內存時,便產生一個缺頁中斷,請求操作系統將所缺頁調入內存。此時應將缺頁的進程阻塞(調頁完成喚醒),如果內存中有空閑塊,則分配一個塊,將調入的頁裝入該塊,並修改頁表中的相應頁表項,.若內存中沒有空閑塊,則要淘汰某頁(若被淘汰頁在內存期間被修改過,則要將其寫回外存)。
請求分頁也稱為頁式虛擬存儲管理,是建立在基本分頁基礎上,為了能支持虛擬存儲器功能而增加了請求調頁功能和頁面置換功能其基本思想是:在進程開始運行之前,不是裝入全部頁面,而是裝入部分頁面,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,又需要裝入新的頁面時,根據某種演算法淘汰某個頁面,以便裝進新的頁面。

⑷ 操作系統里的請求頁式存儲管理的優缺點

具有段式和頁式管理的優點。但是系統的復雜性和開銷也隨之增加。

必須要採用聯想寄存器才能提高CPU的訪內速度。

段式與頁式的比較

段式:

分段由用戶設計自己劃分,每段對應的程序模塊,有完整的邏輯意義

段面是信息的邏輯單位便於段的共享,執行時按需動態鏈接裝入

段長不等,可動態裝入,有利於新數據的增長

二維地址空間:段名、段中地址;段號、段內單元號

管理形式上象頁式,但概念不同

頁式:

分頁用戶看不見,由操作系統為內存管理劃分

頁面是信息的物理單位。頁一般不能共享頁面大小相同,位置不能動態增加

一維地址空間

往往需要多次缺頁中斷才能把所需的信息完整地調入內存。

⑸ 為什麼說請求頁式管理可以實現虛擬存儲器

請求分頁式存儲管理的基本思想是:操作系統按照存儲塊的尺寸,把用戶作業地址空間劃分成頁,全部存放在磁碟上。作業運行時,只先裝入若干頁。運行過程中遇到不在內存的頁時,操作系統就把它從磁碟調入內存。這樣一來,用戶的作業地址空間無需顧及內存的大小。這與虛擬存儲器的思想是完全吻合的。所以,請求分頁式存儲管理能夠向用戶提供虛擬存儲器。

⑹ 請求頁式存貯管理中頁表主要作用是什麼

採用分頁存儲方式,在多次運行程序後,程序會被分配到極其離散的各個頁內,不利於定址枝嘩,因此猛伍行橘鍵需要有一個頁表指示該進程所在內存位置

⑺ 頁式管理的請求頁式管理中的置換演算法

功能:需要調入頁面時,選擇內存中哪個物理頁面被置換。稱為replacement policy。
出發點:把未來不再使用的或短期內較少使用的頁面調出,通常只能在局部性原理指導下依據過去的統計數據進行預測。
頁面鎖定(frame locking):用於描述必須常駐內存的操作系統的關鍵部分或時間關鍵(time-critical)的應用進程。實現方法為在頁表中加上鎖定標志位(lock bit)。 輪轉法(RR,round robin)和先進先出演算法(FIFO,first in first out):輪轉法循回換出內存可用區內一個可以被換出的頁,無論該頁是剛被換進或已換進內存很長時間。FIFO演算法總是選擇在內存駐留時間最長的一員將其淘汰。
FIFO演算法認為先調入內存的頁不再被訪問的可能性要比其它頁大,因而選擇最先調入內存的頁換出。實現FIFO演算法需要把各個已分配頁面按分配時間順序鏈接起來,組成FIFO隊列,並設置一置換指針指向FIFO隊列的隊首頁面。這樣,當要進行置換時,只需把置換指針所指的FIFO隊列前頭的頁順次換出,而把換入的頁鏈接在FIFO隊尾即可。
由實驗和測試發現FIPO演算法和RR演算法的內存利用率不高。這是因為,這兩種演算法都是基於CPU按線性順序訪問地址空間這一假設。事實上,許多時候.CPU不是按線性順序訪問地址空間的。
Belady現象:一般來說,對於任一作業或進程,如果給它分配的內存頁面數越接近於它所要求的頁面數,則發生缺頁的次數會越少。在極限情況下,這個推論是成立的。因為如果給一個進程分配了它所要求的全部頁面,則不會發生缺頁現象。但是,使用FIFO演算法時,含悄含在未給進程或作業分配足它所要求的頁面數時,有時會出現分配的頁談笑面數增多,缺頁次數反而增加的奇怪現象。這種現象稱為Belady現象。 最近最久未使用頁面置換演算法(LRU, Least Recently Used):
選擇內存中最久未使用的頁面被置換。這是局部性原理的合理近似,性能接近最佳演算法。但由於需要記錄頁面使用時間的先後關系,硬體開銷太大。硬體機構如:
(1) 一個特殊的棧:把被訪問的頁面移到棧頂,於是棧底的是最久未使用頁面。
(2) 每個頁面設立移位寄存器:被訪問運者時左邊最高位置1,定期右移並且最高位補0,於是寄存器數值最小的是最久未使用頁面。
比較常用的近似演算法有:
(a) 最不經常使用頁面淘汰演算法(LFU, Least Frequently Used)
(b) 最近沒有使用頁面淘汰(NRU, Not Recently Used) 理想型淘汰演算法(OPT,Optimal Replacement Algorithm)
該演算法淘汰在訪問串中將來再也不出現的或是離當前最遠的位置上出現的頁。它是一種理想化的演算法,性能最好,但在實際上難於實現。

⑻ 操作系統請求分頁存儲方式的基本原理是什麼謝謝

3.請求分頁系統(1)請求分頁對頁表的擴充
在請求分頁系統中所使用的主要數據結構仍然是頁表。它對頁式系統中的頁表機制進行了擴充但其基本作用是實現由用戶地址空間到物理內存空間的映射。由於只將應用程序的一部分裝入內存,還有一部分仍在磁碟上,故需在頁表中增加若干項,供操作系統實現虛擬存儲器功能時參考。常見的系統中,一般對頁表的表項進行如下擴充:除了頁號對應的物理塊號,還增加了狀態位、修改位、外存地址和訪問欄位等。
·狀態位,用於指示該頁是否已經調入了內存。該位一般由操作系統軟體來管理,每當操作系統把一頁調人物理內存中時,置位。相反,當操作系統把該頁從物理內存調出時,復位。CPU對內存進行引用時,根據該位判斷要訪問的頁是否在內存中,若不在內存之中,則產生缺頁中斷。
·修改位,表示該頁調入內存後是否被修改過。當CPU以寫的方式訪問頁面時,對該頁表項中的修改位置位。該位也可由操作系統軟體來修改,例如,當操作系統將修改過頁面保存在磁碟上後,可將該位復位。
·外存地址,用於指出該頁在外存上的地址,供調人該頁時使用。
·訪問宇段,用於記錄本頁在一定時間內被訪問的次數,或最近已經有多長時間未被訪問。提供給相應的置換演算法在選擇換出頁面時參考。
(2)對缺頁中斷的支持
在請求分頁系統中,CPU硬體一定要提供對缺頁中斷的支持,根據頁表項中的狀態位判斷是否產生缺頁中斷。缺頁中斷是一個比較特殊的中斷,這主要體現在如下兩點:
·在指令的執行期間產生和處理缺頁信號。通常的CPU外部中斷,是在每條指令執行完畢後檢查是否有中斷請求到達。而缺頁中斷,是在一條指令的執行期間,發現要訪問的指令和數據不在內存時產生和處理的。
·一條指令可以產生多個缺頁中斷。例如,一條雙操作數的指令,每個操作數都不在內存中,這條指令執行時,將產生兩個中斷。CPU提供的硬體支持,還要體現在當從中斷處理程序返回時,能夠正確執行產生缺頁中斷的指令。
(3)頁面調度策略
虛擬存儲器系統通常定義三種策略來規定如何(或何時)進行頁面調度:調入策略、置頁策略和置換策略。
(4)置換演算法(replacementalgorithm)決定在需要調入頁面時,選擇內存中哪個物理頁面被置換。置換演算法的出發點應該是,把未來不再使用的或短期內較少使用的頁面調出。而未來的實際情況是不確定的,通常只能在局部性原理指導下依據過去的統計數據進行預測。常用的演算法有以下幾種:
·最佳演算法(optimal,OPT)。選擇「未來不再使用的」或「在離當前最遠位置上出現的」頁面被置換。這是一種理想情況,是實際執行中無法預知的,因而不能實現,只能用作性能評價的依據。
·最近最久未使用演算法(LeastRecentlyUsed,LRU)。選擇內存中最久未使用的頁面被置換,這是局部性原理的合理近似,性能接近最佳演算法。但由於需要記錄頁面使用時間的先後關系,硬體開銷太大。LRU可用如下的硬體機構幫助實現:
一個特殊的棧:把被訪問的頁面移到棧頂,於是棧底的是最久未使用頁面。每個頁面設立移位寄存器:被訪問時左邊最高位置1,定期右移並且最高位補0,於是寄存器數值最小的是最久未使用頁面。
·先進先出演算法(FIFO)。選擇裝入最早的頁面置換。可以通過鏈表來表示各頁的裝入時間先後。FIFO的性能較差,因為較早調入的頁往往是經常被訪問的頁,這些頁在FIFO演算法下被反復調入和調出,並且有Belady現象。所謂Belady現象是指:採用FIFO演算法時,如果對—個進程未分配它所要求的全部頁面,有時就會出現分配的頁面數增多但缺頁率反而提高的異常現象。Belady現象可形式化地描述為:一個進程戶要訪問M個頁,OS分配艫個內存頁面給進程P;對一個訪問序列S,發生缺頁次數為PE(占,N)。當N增大時,PE(S,N)時而增大時而減小。Belady現象的原因是FIFO演算法的置換特徵與進程訪問內存的動態特徵是矛盾的,即被置換的頁面並不是進程不會訪問的。
·時鍾(clock)演算法。也稱最近未使用演算法(NotRecentlyUsed,NRU),它是LRU和FIFO的折中。每頁有一個使用標志位(usebit),若該頁被訪問則置userbit=l,這是由CPU的硬體自動完成的。置換時採用一個指針,從當前指針位置開始按地址先後檢查各頁,尋找usebit=0的面作為被置換頁。指針經過的userbit=l的頁都修改userbit=O,這個修改的過程是操作系統完成的,最後指針停留在被置換頁的下一個頁。
·最不常用演算法(LeastFrequentlyUsed,LFU)。選擇到當前時間為止被訪問次數最少的頁面被置換。每頁設置訪問計數器,每當頁面被訪問時,該頁面的訪問計數器加1。發生缺頁中斷時,淘汰計數值最小的頁面,並將所有計數清零。
·頁面緩沖演算法(pagebuffering)。它是對FIFO演算法的發展,通過建立置換頁面的緩沖,這樣就有機會找回剛被置換的頁面,從而減少系統I/0的開銷。頁面緩沖演算法用FIFO演算法選擇被置換頁,把被置換的頁面放人兩個鏈表之一。即是如果頁面未被修改,就將其歸人到空閑頁面鏈表的末尾,否則將其歸人到已修改頁面鏈表。空閑頁面和已修改頁面,仍停留在內存中一段時間,如果這些頁面被再次訪問,只需較小開銷,被訪問的頁面就可以返還作為進程的內存頁。需要調入新的物理頁面時,將新頁面內容讀人到空閑頁面鏈表的第一項所指的頁面,然後將第一項刪除。當已修改頁面達到一定數目後,再將它們一起調出到外存,然後將它們歸人空閑頁面鏈表。這樣能大大減少I/O操作的次數。

⑼ 某系統使用請求段式管理方式。

某系統採用請求頁式存儲管理方案,假設某進程有 6 個頁面,系統給該進程分配了 4 個存儲塊,其頁面變換歲耐表如下表所示,表中的狀態位等於 1/0 分別表示頁面在內存/不在內存。當該進程訪問的頁面2不在內存時,應該淘汰表中頁號為__(27) 的頁面。乎陪春假定頁面大小為4K,邏輯地址為十六進制3C18H,該地址經過變換後的頁亂芹幀號為 (28)。 (27) A.0 B.3 C.4 D.5 (28) A.2 B.5 C.8 D.12

⑽ 請求分頁與分頁存儲管理有何不同

大哥 他問的不是分頁和分段好不好?

其實呢 它們可以說是一個包含與被包含的關系 而又不完全正確 這樣說吧

在分頁存儲管理方式中

不具備頁面對換功能 不支持虛擬存儲器功能 在調度作業運行時 必須將它的所有頁面一次調入內存 若內存沒有足夠的塊 則作業等待 的這種分頁管理方式被稱為純分頁或基本分頁存儲管理方式

而請求分頁管理方式 是支持虛擬存儲的 具備了頁面的對換功能
調度作業時 是將它的 一部分(而不是全部) 放入內存
當發現頁面缺少時 會發出一個缺頁請求 從外存調用頁面文件進入內存
具體的你可以看看教材上面的

這個問題問的很不好回答