Ⅰ 什么是“页式存储”
页式存储是指存储的时候以页面作为基本的存储单位,一个大的作业分存在N个页里,当执行作业的时候不需要同事加载所有的页,而是用到哪些加载哪些,页式存储让资源的效率更高
Ⅱ 在采用页式存储管理的系统中
在采用页式存储管理系统中https://help.aliyun.com/wordpower/2374442-1.html
Ⅲ （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。
Ⅳ 一个关于页式存储的操作系统问题
2100=1024*2+52 物理地址1024*6+52=6196
3100=1024*3+28 物理地址1024*8+28=8220
Ⅳ 基本分页存储管理方式的页面与页表
1) 页面和物理块
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，从0开始，如第0页、第1页等。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)，也同样为它们加以编号，如0#块、1#块等等。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。由于进程的最后一页经常装不满一块而形成了不可利用的碎片，称之为“页内碎片”。
2) 页面大小
在分页系统中的页面其大小应适中。页面若太小，一方面虽然可使内存碎片减小，从而减少了内存碎片的总空间，有利于提高内存利用率，但另一方面也会使每个进程占用较多的页面，从而导致进程的页表过长，占用大量内存；此外，还会降低页面换进换出的效率。然而，如果选择的页面较大，虽然可以减少页表的长度，提高页面换进换出的速度，但却又会使页内碎片增大。因此，页面的大小应选择适中，且页面大小应是2的幂，通常为512 B～8 KB。 分页地址中的地址结构如下：
对于某特定机器，其地址结构是一定的。若给定一个逻辑地址空间中的地址为A，页面的大小为L，则页号P和页内地址d可按右图所示公式求得：
其中，INT是整除函数，MOD是取余函数。例如，其系统的页面大小为1 KB，设A = 2170 B，则由上式可以求得P = 2，d = 122。 页表的功能可以由一组专门的寄存器来实现。一个页表项用一个寄存器。由于寄存器具有较高的访问速度，因而有利于提高地址变换的速度；但由于寄存器成本较高，且大多数现代计算机的页表又可能很大，使页表项的总数可达几千甚至几十万个，显然这些页表项不可能都用寄存器来实现，因此，页表大多驻留在内存中。在系统中只设置一个页表寄存器PTR(Page-Table Register)，在其中存放页表在内存的始址和页表的长度。平时，进程未执行时，页表的始址和页表长度存放在本进程的PCB中。当调度程序调度到某进程时，才将这两个数据装入页表寄存器中。因此，在单处理机环境下，虽然系统中可以运行多个进程，但只需一个页表寄存器。
当进程要访问某个逻辑地址中的数据时，分页地址变换机构会自动地将有效地址(相对地址)分为页号页内地址两部分，再以页号为索引去检索页表。查找操作由硬件执行。在执行检索之前，先将页号与页表长度进行比较，如果页号大于或等于页表长度，则表示本次所访问的地址已超越进程的地址空间。于是，这一错误将被系统发现并产生一地址越界中断。若未出现越界错误，则将页表始址与页号和页表项长度的乘积相加，便得到该表项在页表中的位置，于是可从中得到该页的物理块号，将之装入物理地址寄存器中。与此同时，再将有效地址寄存器中的页内地址送入物理地址寄存器的块内地址字段中。这样便完成了从逻辑地址到物理地址的变换。右图示出了分页系统的地址变换机构。 由于页表是存放在内存中的，这使CPU在每存取一个数据时，都要两次访问内存。第一次是访问内存中的页表，从中找到指定页的物理块号，再将块号与页内偏移量W拼接，以形成物理地址。第二次访问内存时，才是从第一次所得地址中获得所需数据(或向此地址中写入数据)。因此，采用这种方式将使计算机的处理速度降低近1/2。可见，以此高昂代价来换取存储器空间利用率的提高，是得不偿失的。
为了提高地址变换速度，可在地址变换机构中增设一个具有并行查寻能力的特殊高速缓冲寄存器，又称为“联想寄存器”(Associative Memory)，或称为“快表”，在IBM系统中又取名为TLB(Translation Lookaside Buffer)，用以存放当前访问的那些页表项。此时的地址变换过程是：在CPU给出有效地址后，由地址变换机构自动地将页号P送入高速缓冲寄存器，并将此页号与高速缓存中的所有页号进行比较，若其中有与此相匹配的页号，便表示所要访问的页表项在快表中。于是，可直接从快表中读出该页所对应的物理块号，并送到物理地址寄存器中。如在块表中未找到对应的页表项，则还须再访问内存中的页表，找到后，把从页表项中读出的物理块号送地址寄存器；同时，再将此页表项存入快表的一个寄存器单元中，亦即，重新修改快表。但如果联想寄存器已满，则OS必须找到一个老的且已被认为不再需要的页表项，将它换出。右图示出了具有快表的地址变换机构。
Ⅵ 操作系统页式存储管理的问题
存储管理的基本原理内存管理方法 内存管理主要包括内存分配和回收、地址变换、内存扩充、内存共享和保护等功能。 下面主要介绍连续分配存储管理、覆盖与交换技术以及页式与段式存储管理等基本概念和原理。 1． 连续分配存储管理方式 连续分配是操作系统页式存储管理的问题
Ⅶ 是虚拟存储器，在页式系统中如何实现虚拟存
由操作系统和硬件相配合完成主存和辅存之间的信息的动态调度，这样的计算机好像为用户提供了一个其存储容量比主存大得多的存储器，这个存储器称为虚拟存储器。
（实现虚拟存储技术需要有如下物质基础，相当容量的主存，一定容量的辅存，地址变换机构）
在页式系统中采用预调方式实现虚拟存储。（也就是说，只需将作业的一部分页面装入内存即可运行，并且当运行过程中需要的页面不在内存中再将其调入。）
Ⅷ 操作系统页式存储管理的问题
逻辑页面表示这是一个虚拟的储存空间，一个逻辑页面对应一个物理内存的页框，这个页框才是真正的物理存储所在。
Ⅸ 在页式存储管理系统中，页和块的大小均为1K，第0页装入第1块，第1页装入第4块
4替换1，得到3，得到2,5,4（缺页1次），1，则不需要替换,4（缺页1次），所以顺序是2,2替换4，第二个2进入时不缺页，5；下一个进入3,1（缺页1次）,5；下一个进入4，内存不满且内存中没有1这个页面即第1个进入内存,2（缺页1次）；后面2号和5号内存中均存在,3，所以共缺页2次），需要替换上次使用距现在最远的页面,3,5，得到3，进行下一个页面，替换3（缺页1次）；下一个进入的是2；下一个进入5，内存中有5号页面；下一次进入2，得到2,2这三页进入内存（进程只分配到3个页面，3替换2，进行下一个页面。首先2，内存中有2号页面，1进入时；下一个进入的是5，切顺序为由内到外根据LRU算法。所以一共发生了7次缺页
Ⅹ 页式存储管理和段式存储管理的区别
段式与页式存储管理的比较如下表所示。
段式
页式
分段由用户设计划分，每段对应一个相应的的程序模块，有完整的逻辑意义。
分页用户看不见，由操作系统为内存管理划分。
段面是信息的逻辑单位
页面是信息的物理单位
便于段的共享，执行时按需动态链接装入。
页一般不能共享
段长不等，可动态增长，有利于新数据增长。
页面大小相同，位置不能动态增长。
二维地址空间：段名、段中地址；段号、段内单元号
一维地址空间
管理形式上象页式，但概念不同
往往需要多次缺页中断才能把所需信息完整地调入内存
实现页（段）的共享是指某些作业的逻辑页号（段号）对应同一物理页号（内存中该段的起始地址）。页（段）的保护往往需要对共享的页面（段）加上某种访问权限的限制，如不能修改等；或设置地址越界检查，对于页内地址（段内地址）大于页长（段长）的存取，产生保护中断。