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  • 完成逻辑地址转换成相应的物理地址的过程。 1、建立一张位示图,用来模拟内存的分配情况,利用随机数产生一组0和1的数对应内存的使用情况。 2、输入块(页)的大小,通过模拟位示图为本作业分配内存空间建立相应的...
  • 创建请求页表,通过编程模拟缺页中断和地址变换,实现请求调页功能和页面置换功能。
  • 页式地址变换 虚地址结构 虚地址是用户程序中的逻辑地址,它包括页号和页内地址(页内位移) 区分页号和页内地址的依据是页的大小,页内地址占虚地址的低位部分,页号占虚地址的高位部分。 假设页面大小为...

    页式地址变换

    虚地址结构

    虚地址是用户程序中的逻辑地址,它包括页号和页内地址(页内位移)

    区分页号和页内地址的依据是页的大小,页内地址占虚地址的低位部分,页号占虚地址的高位部分。

    • 假设页面大小为1024字节,虚地址占用2个字节(16位)

    虚地址转换为内存地址计算

    • 如果,虚地址(逻辑地址、程序地址)以十六进制、八进制、二进制的形式给出
    • 第一步,将虚地址转换成二进制的数;
    • 第二步,按页的大小分离出页号和位移量(低位部分是位移量,高位部分是页号);
    • 第三步,根据题意产生页表,将位移量直接复制到内存地址寄存器的低位部分;
    • 第四步,以页号查页表,得到对应页装入内存的块号,并将块号转换成二进制数填入地址寄存器的高位部分,从而形成内存地址。

    举例说明:
    1.有一系统采用页式存储管理,有一作业大小是8KB,页大小为2KB,依次装入内存的第7、9、A、5块,试将虚地址0AFEH,1ADDH转换成内存地址。
    解:
    |页号|块号 |
    | 0 | 7 |
    | 1 | 9 |
    | 2 | A |
    | 3 | 5 |
    虚地址0AFEH转化为二进制数:0000 1010 1111 1110
    已知页大小是2kb,所以低位部分是11位,所以,w=010 1111 1110, p=0000 1=1
    根据页号与块号的排列 p=1时,块号为9,9的二进制数为1001,表首地址为0
    所以,MR=(首0)0100 1010 1111 1110(二进制)=4AFEH(16进制)

    同理可计算出1ADDH,大家动手试一试吧。答案会放在在评论区里。

    • 如果,虚地址以十进制数给出,那么就用公式进行计算。
    • 页 号(整除)=虚地址 / 页大小
      位移量(取模)=虚地址 mod 页大小
      根据题意产生页表;
      以页号查页表,得到对应页装入内存的块号
      内存地址=块号×页大小+位移量
    同样我们举例说明
    1. 有一系统采用页式存储管理,有一作业大小是8KB,页大小为2KB,依次装入内存的第7、9、10、5块,试将虚地址7145,3412转换成内存地址。
      解:
      |页号|块号 |
      | 0 | 7 |
      | 1 | 9 |
      | 2 | A |
      | 3 | 5 |
      首先,已知虚地址7415,页大小为2kb
      计算 P=7145/2048=3
      W=7145mod2048=1001
      MR=5*2048+1001=11241
      所以虚地址7145的内存地址是:11241

    同样的,3412的内存地址请大家动手试一下,答案放在评论区。
    其实是很简单的东西,怕自己忘记计算方式,所以记录一下,各位大佬见笑了。

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  • 在第1部分实验基础上实现进程的分页式内存分配和地址转换过程,并进一步实现请求分页式存储分配和地址转换过程。页面置换算法至少应实现先进先出(FIFO)、最近最久未使用(LRU)等算法。
  • C语言模拟实现OS地址变换功能。操作系统作业,应该能够帮到大家
  • 操作系统的编程作业例子 1.模拟页式存储过程地址变换过程模拟 2.可用于学习理解页式存储过程中逻辑地址到物理地址的转换过程 3.带有界面,仅供参考。水平有限,如有错误欢迎指正。
  • 实验报告 程名称 操作系 原理 名称 虚 式管理 姓 名 学号 班 网 日期 成 指 教 安科 目的 原理主要 器 内容与步 数据 与 理 果与分析 建 实验二 模拟请求页式存储管理中硬件的地址转换和缺页中断 并用 先进先出调度...
  • 请求分页虚拟存储管理技术是把作业地址空间的全部信息存放在磁盘上。当作业被选中运行时,先把作业的开始几页装入主存并启动运行。为此在为作业建立页表时,应说明哪些页已在主存,哪些页不在主存。
  • mac地址转换工具

    2018-09-07 14:46:25
    将不带“:”的mac地址 如:00235A159942,转换成带“:”的格式 00:23:5A:15:99:42
  • 实验ppt
  • 完成逻辑地址转换成相应的物理地址的过程。 1、建立一张位示图,用来模拟内存的分配情况,利用随机数产生一组0和1的数对应内存的使用情况。 2、输入块(页)的大小,通过模拟位示图为本作业分配内存空间建立相应的...
  • 九、操作系统——基本地址变换机构(详解)

    千次阅读 多人点赞 2020-05-26 14:14:27
    重点理解、记忆基本地址变换机构(用于实现逻辑地址到物理地址转换的一组硬件机构)的原理和流程 二、基本地址变换机构 基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。 通常会在系统中设置一个页表...

    一、概览

    重点理解、记忆基本地址变换机构(用于实现逻辑地址到物理地址转换的一组硬件机构)的原理和流程
    在这里插入图片描述

    二、基本地址变换机构

    基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。
    通常会在系统中设置一个页表寄存器(PTR),存放页表在内存中的起始地址F和页表长度M。进程未执行时,页表的始址和页表长度放在进程控制块(PCB)中,当进程被调度时,操作系统内核会把它们放到页表寄存器中。
    注意:页面大小是2的整数幂
    设页面大小为L,逻辑地址A到物理地址E的变换过程如下:

    ①根据逻辑地址计算出页号、页内偏移量
    ②判断页号是否越界:页表长度就是页表中页表项的个数,有多少个页表项就有多少个页面。如果页号P >= 页表长度M,则抛出越界中断。否则,进入③
    ③查询页表,找到页号对应的页表项,确定页面存放的内存块号:根据页号P和页表起始地址F得到该页号对应的页表项在内存块中的地址=页号P*页表项大小+页表起始地址F。通过页表项在内存块中的地址,找到这个页表项之后,便可以得到页表项中的内存块号,然后进入④
    ④用内存块号和页内偏移量得到物理地址b号内存块号(即P号页面)在内存中的起始地址=b*每个内存块的大小。然后得到物理地址 = 内存块号 * 每个内存块的大小 + 页面偏移量
    在这里插入图片描述
    ⑤访问目标内存单元
    在这里插入图片描述
    ①计算页号P页内偏移量W(如果用十进制数手算,则P=A/L,W=A%L;但是在计算机实际运行时,逻辑地址结构是固定不变的,因此计算机硬件可以更快地得到二进制表示的页号、页内偏移量)
    ②比较页号P和页表长度M,若P>=M,则产生越界中断,否则继续执行。(注意:页号是从0开始的,而页表长度至少是1,因此P=M时也会越界
    ③页表中页号P对应的页表项地址=页表起始地址F+页号P*页表项长度,通过页表项地址找到这个页表项,并取出该页表项内容b,即为内存块号。(注意区分页表项长度、页表长度、页面大小的区别。页表长度指的是这个页表中总共有几个页表项,即总共有几个页;页表项长度指的是每个页表项占多大的存储空间页面大小指的是一个页面占多大的存储空间),页面大小L
    ④计算E=b*L+W,用得到的物理地址E去访存。(如果内存块号、页面偏移量是用二进制表示的,那么把二者拼接起来就是最终的物理地址了)

    例:若页面大小L为1K字节,页号2对应的内存块号b=8,将逻辑地址A=2500转换为物理地址E。
    等价描述:某系统按字节寻址,逻辑地址结构中,页内偏移量占10位(说明一个页面的大小为2^10 B=1KB),页号2对应的内存块号b=8,将逻辑地址A=2500转换为物理地址E。
    解:
    ①计算页号、页内偏移量
    页号P=A/L=2500/1024=2;页内偏移量W=A%L=2500%1024=452
    ②根据题中条件可知,页号2没有越界,其存放的内存块号b=8(容易被忽略的步骤)
    物理地址E=b*L+W=8*1024+452=8644在分页存储管理(页式管理)的系统中,只要确定了每个页面的大小,逻辑地址结构就确定了。因此,页式管理中地址是一维的。即,只要给出一个逻辑地址,系统就可以自动地算出页号、页内偏移量两个部分,并不需要显式地告诉系统这个逻辑地址中,页内偏移量占多少位。

    三、对页表项大小的进一步探讨

    每个页表项的长度是相同的,页号是“隐含”的
    Eg:假设某系统物理内存大小为4GB,页面大小为4KB,的内存总共会被分为2^32 / 2^12 = 2^20 个内存块,因此内存块号的范围应该是 0~2^20-1。因此至少要20个二进制位才能表示这么多的内存块号,因此至少要3个字节才够(每个字节8个二进制位,3个字节共24个二进制位)

    在这里插入图片描述

    在这里插入图片描述
    各页表项会按顺序连续地存放在内存中。如果该页表在内存中存放的起始地址为x,则M号页对应的页表项是存放在内存地址为X+3*M
    一个页面为4KB,则每个页框可以存放4096/3=1365个页表项,但是这个页框会剩余4096%3=1B页内碎片。因此,1365号页表项存放的地址为X+3*1365+1。而如果每个页表项占4字节,则每个页框刚好可存放1024个页表项。
    在这里插入图片描述
    1024号页表项虽然是存放在下一个页框中的,但是它的地址依然可以用X+4*1024得出

    结论:理论上,页表项长度为3B即可表示内存块号的范围,但是,为了方便页表的查询,常常会让一个页表项占更多的字节,使得每个页面恰好可以装得下整数个页表项

    四、总结

    在这里插入图片描述

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  • 操作系统的编程作业例子 1.模拟页式存储过程地址变换过程模拟 2.可用于学习理解页式存储过程中逻辑地址到物理地址的转换过程 3.带有界面,仅供参考。水平有限,如有错误欢迎指正。
  • 工作中遇到一起防火墙双向地址映射的故障,对防火墙的工作原理和目标地址转换、 源地址转换有了进一步的了解,看到此文章,觉得茅塞顿开,记录于此。 结果说在前面 网络结构非常简单:外网-防火墙-内网。内网中架有...

    工作中遇到一起防火墙双向地址映射的故障,对防火墙的工作原理和目标地址转换、 源地址转换有了进一步的了解,看到此文章,觉得茅塞顿开,记录于此。

    结果说在前面
    网络结构非常简单:外网-防火墙-内网。内网中架有网站,在外网使用域名访问。 内网中机器需要上外网,也需要用域名互访。 在这种情况下,地址转换规则应当这样配:

    外网访问内网,只需要做目标地址转换,不需要做源地址转换。

    内网通过域名访问内网,除了做目标地址转换,还必须做源地址转换。

    上面第一条有一种“例外”情况,就是网关配置错误的情况,比如我们遇到的: 内网6有 2 块网卡,都配置了同一网段的内网地址,并且每块网卡都配置了网关。 由于是同一网段,所以两个网关是一样的。 在这种情况下,外网访问也必须做源地址转换, 否则内网能收到请求,但处理结果无法返回外网,外网看到的结果是没有回应。

    防火墙数据包转换发送原理
    为什么会这样?这要从防火墙的原理说起。 上面的外网访问内网,正常处理过程应该是这样的:

    防火墙收到外网访问请求数据包,格式中包含【防火墙外网IP 外网用户IP】

    防火墙进行目标地址转换,数据包变成【内网IP 外网用户IP】

    内网服务器收到请求,进行处理,返回结果数据包【外网用户IP 内网IP】, 由于目标地址是外网IP,所有经过路由,此数据包被发向网关(防火墙)

    针对返回数据包,防火墙做目标地址转换的反操作, 数据包变成【外网用户IP 防火墙外网IP】

    数据包发回请求用户。

    刚才说到的“例外”情况,问题就出在步骤 3,内网服务器返回结果数据包中, 内网IP 不是防火墙指向的那个 IP,而是这太内网服务器的另一个 IP 地址, 也就是说内网服务器通过网卡1接受了请求,却从网卡2发送返回数据。 这样的数据包到了防火墙之后,目标地址转换的反操作会失败(内网IP 不一致), 所以数据依然会通过防火墙发给用户,但却是一个新的 TCP 会话/连接, 无法和原先的用户请求包对应。 结果就是新的数据包到了用户那里,不知道是给谁的, 而用户原先发送的请求,也一直“收不到”回应数据包。 外在表现就是用户看到请求发送成功,却没有回应。

    在这种情况下,如果同时做了源地址转换是能够通的,处理过程如下:

    防火墙收到外网访问请求数据包,格式中包含【防火墙外网IP 外网用户IP】

    防火墙进行目标地址转换,数据包变成【内网IP 外网用户IP】, 进行源地址转换,数据包变成【内网IP 防火墙/网关IP】

    内网服务器收到请求,进行处理,返回结果数据包【防火墙/网关IP 内网IP】, 由于目标地址仍然是防火墙/网关IP,所以防火墙能够找到相应的连接, 会接受数据包并进行处理。

    针对返回数据包,防火墙 做源地址转换的反操作,数据包变成【外网用户IP 内网IP】, 做目标地址转换的反操作, 数据包变成【外网用户IP 防火墙外网IP】®

    数据包发回请求用户。

    可以看到,即使®操作失败,由于防火墙已经将内网服务器返回数据包和 防火墙接收的外网用户请求连接成功对应, 结果数据包的目标地址也成功转换成了外网用户IP, 所以数据能够成功发回请求用户,并和用户请求会话/连接相对应。

    从另外一个角度看,外网访问做双向地址转换虽然可行,但有一个缺点, 就是数据包到达内网服务器时,外网用户IP 被转换成了防火墙/网关IP, 这样内网中的应用程序就无法获取外网用户的真实IP了, 只能看到请求来自防火墙/网关IP。

    内网通过域名访问内网
    上面的都理解之后,内网通过域名访问内网为什么必须要做双向转换就清楚了。 问题同样出在接受请求的服务器处理完,发送返回数据包时。

    内网1 通过域名访问内网6,在没有做源地址转换时的情形:

    由于是通过域名访问,所以请求数据通过防火墙转发给内网6, 用户IP是内网地址(这是关键)

    内网6处理完毕发送结果数据包,返回数据包的目标地址就是内网1的地址 由于同在一个子网内,数据包会通过交换机直接发向内网1,不过防火墙

    问题产生了,在内网1 上,请求数据直接发向防火墙,返回数据直接来自内网6, 不对应,又是一宗没有回应数据包的情形。

    如果同时做了源地址转换,问题就能够解决。因为内网1 的请求数据在通过防火墙时, 用户地址(内网1 IP)会被转换成防火墙/网关IP, 返回数据包也就会发往防火墙/网关IP,再被防火墙转换发回 内网1, 不存在内网1 和内网6 的直接对话, TCP 数据包也能对应上,访问就没有问题了。

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  • 基本分页存储管理的地址变换 逻辑地址空间与物理地址空间 前言 在多道程序环境下,要使程序运行,必须先为之创建进程。而创建进程的第一件事,便是将程序和数据装入内存。将一个用户源程序变为一个可在内存中执行...

    目录

    静态编译与动态编译

    程序链接

    装入时动态链接

    运行时动态链接

    程序装入

    静态地址重定位

    动态地址重地位

    基本分页存储管理的地址变换

    逻辑地址空间与物理地址空间


    前言

    在多道程序环境下,要使程序运行,必须先为之创建进程。而创建进程的第一件事,便是将程序和数据装入内存。将一个用户源程序变为一个可在内存中执行的程序,通常都要经过以下几个步骤:

    (1) 编译,由编译程序(Compiler)将用户源代码编译成 CPU 可执行的目标代码,产生了若干个目标模块(Object  Module)(即若干程序段)。

    (2) 链接,由链接程序 (Linker)将编译后形成的一组目标模块(程序段),以及它们所需要的库函数链接在一起,形成一个完整的装入模块(Load  Module)。

    (3) 装入,由装入程序(Loader)将装入模块装入内存。

    以下的内容主要是一些概念,很大一部分来源于汤子瀛的《计算机操作系统》。

     

     

    静态编译与动态编译

    (1) 静态编译,就是编译器在编译可执行文件的时候,将可执行文件需要调用的对应静态库.a或.lib)中的部分提取出来,链接到可执行文件中去,使可执行文件在运行的时候不依赖于动态链接库。

    (2) 动态编译的可执行文件需要附带一个动态链接库,在执行的时候,需要调用对应动态链接库的命令。所以其优点是缩小了执行文件本身的体积,另一方面是加快了编译速度。缺点是简单的程序,只用到了链接库的几条命令,也需要附带一个相对庞大的链接库。若计算机上没有安装相应的库,则用动态编译的可执行文件不能运行。

     

     

    程序链接

    源程序经过编译后,可得到一组目标模块,再利用链接程序将这组目标模块链接,形成装入模块。根据链接时间的不同,可把链接分成如下三种:

    (1) 静态链接。在程序运行之前,先将各目标模块及它们所需的库函数,链接成一个完整的装配模块,以后不再拆开。把这种事先进行链接的方式称为静态链接方式。

    (2) 装入时动态链接。这是指将用户源程序编译后所得到的一组目标模块,在装入内存时,采用边装入边链接的链接方式

    (3) 运行时动态链接。这是指对某些目标模块的链接,是在程序执行中需要该(目标)模块时,才对它进行的链接。

     

    装入时动态链接

    用户源程序经编译后所得的目标模块,是在装入内存时边装入边链接的,即在装入一个目标模块时,若发生一个外部模块调用事件,将引起装入程序去找出相应的外部目标模块,并将它装入内存,还要修改目标模块中的相对地址。装入时动态链接方式有以下优点:

    (1) 便于修改和更新。对于经静态链接装配在一起的装入模块,如果要修改或更新其中的某个目标模块,则要求重新打开装入模块。这不仅是低效的,而且有时是不可能的。若采用动态链接方式,由于各目标模块是分开存放的,所以要修改或更新各目标模块是件非常容易的事。

    (2) 便于实现对目标模块的共享。在采用静态链接方式时,每个应用模块都必须含有其目标模块的拷贝,无法实现对目标模块的共享。但采用装入时动态链接方式,OS则很容易将一个目标模块链接到几个应用模块上,实现多个应用程序对该模块的共享。

     

    运行时动态链接

    在许多情况下,应用程序在运行时,每次要运行的模块可能是不相同的。但由于事先无法知道本次要运行哪些模块,故只能是将所有可能要运行到的模块都全部装入内存,并在装入时全部链接在一起。显然这是低效的,因为往往会有些目标模块根本就不运行。比较典型的例子是作为错误处理用的目标模块,如果程序在整个运行过程中都不出现错误,则显然就不会用到该模块。运行时动态链接方式,是对上述在装入时链接方式的一种改进。这种链接方式是将对某些模块的链接推迟到程序执行时才进行链接,亦即,在执行过程中,当发现一个被调用模块尚未装入内存时,立即由 OS 去找到该模块并将之装入内存,把它链接到调用者模块上。凡在执行过程中未被用到的目标模块,都不会被调入内存和被链接到装入模块上,这样不仅可加快程序的装入过程,而且可节省大量的内存空间。

     

     

    程序装入

    在多道程序环境下,所得到的目标模块的起始地址通常是从 0 开始的,程序中的其它地址也都是相对于起始地址计算的。此时应采用可重定位装入方式,根据内存的当前情况,将装入模块装入到内存的适当位置。 

     

    静态地址重定位

    静态地址重定位:是指在程序开始运行前,程序中指令和数据的各个地址均已完成重定位,即完成虚拟地址到内存地址映射。地址变换通常是在装入时一次完成的,以后不再改变。

    优点:无需硬件支持

    缺点:(1) 程序重定位之后就不能在内存中动了

    (2) 要求程序的存储空间是连续的,不能把程序放在若干个不连续的区域中。

     

    动态地址重地位

    动态地址重定位:不是在程序执行之前而是在程序执行过程中进行地址变换。更确切的说,是把这种地址转换推迟到程序真正要执行时才进行,即在每次访问内存单元前才将要访问的程序或数据地址变换成内存地址。动态重定位可使装配模块不加任何修改而装入内存。为使地址转换不影响指令的执行速度,这种方式需要一个重定位寄存器的支持。

    优点:(1) 目标模块装入内存时无需任何修改,因而装入之后再搬迁也不会影响其正确执行,这对于存储器紧缩、解决碎片问题是极其有利的。

    (2) 一个程序由若干个相对独立的目标模块组成时,每个目标模块各装入一个存储区域,这些存储区域可以不是顺序相邻的,只要各个模块有自己对应的定位寄存器就行。

    缺点:需要硬件支持。

     

     

    基本分页存储管理的地址变换

    逻辑地址空间与物理地址空间

    编译后,每个目标模块都从 0 号单元开始编址,称为该目标模块的逻辑地址(或相对地址)。当链接程序将各个模块链接成一个完整的可执行目标程序时,链接程序顺序依次按各个模块的地址构成统一的从 0 号单元开始编址的逻辑地址。不同进程可以有相同的逻辑地址,因为这些相同的逻辑地址可以映射到主存的不同位置。

    物理地址是指内存中物理单元的集合,它是地址转换的最终地址,进程在运行时执行指令和访问数据,最后都要通过物理地址从内存中存取。当装入程序将可执行代码装入内存时,必须通过地址转换将逻辑地址转换成物理地址,这个过程称为地址重定位。

    地址变换将逻辑地址转换为物理地址。通常在系统中设置一个页表寄存器(PTR Page-Table Register),存放页表在内存中起始地址 F 页表长度 M。进程在未执行时,页表的起址和页表长度放在进程控制块(PCB)中,当进程被调度时,操作系统内核会把它们放在页表寄存器中。

    逻辑地址到物理地址变换的过程:

    (1) 计算页号 P 和页内偏移量 W。
    (2) 比较页号 P 和页表长度 M,如果 P >= M,则会抛出越界异常。
    (3) 页表中页号 P 对应的页表项地址 = 页表始址 + 页号 * 页表项长度,取出该页表项内容 b,即内存块号。
    (4) 计算实际物理地址 = b * L + W 。

    在分页存储管理(页式管理)系统中,只要确定了每个页面的大小,逻辑地址结构就确定了。页式管理中地址是一维的,即只要给出一个逻辑地址,系统就可以自动算出页号、页内偏移量两个部分,并不需要显示告系统这个逻辑地址中,页内偏移量占多少位。基本地址变换结构需要访问两次内存:第一次访问内存查找页表;第二次访问物理内存对应的内存单元。

    展开全文
  • 浅析如何把逻辑地址转换为物理地址

    万次阅读 多人点赞 2020-06-29 14:22:33
    本文只讲逻辑地址转换为物理地址的计算方法
  • 页式虚拟存储管理中地址转换和缺页中断的模拟
  • 线性地址转换物理地址

    千次阅读 2019-05-16 09:36:16
    当开启页映射时,我们所有的线性地址都是虚拟地址,只是给我们看的,但是真正的物理地址需要经过线性地址一系列的映射才会到真正的物理地址处。 一般是通过三级或者四级映射。 也就是10-10-12或者2-9-9-12。 今天...
  • 而逻辑地址到物理地址转换(这个过程称为地址重定位)应该由操作系统负责,这样就保证了程序员写程序时不需要关注物理内存的实际情况。 三种装入方式 绝对装入 编译时产生绝对地址 单道程序阶段,此时还没产生...
  • 基本地址变换机构

    千次阅读 2019-11-01 09:08:14
    基本地址变换机构
  • 操作系统之地址变换机构

    千次阅读 2018-11-28 20:29:12
    地址变换机构的目的就是将用户地址空间中的逻辑地址转换为内存空间中的物理地址。 由于此转换的频率非常高,所以需要采用硬件来实现。 页表功能是由一组专门的寄存器实现的 由于寄存器具有较高访问速度,因而有利...
  • 操作系统【分页系统 习题(逻辑地址、物理地址 转换)】
  • 3.1.8 OS之快表的地址变换结构

    千次阅读 多人点赞 2020-05-05 11:45:02
    上一篇文章学习了分页存储管理的基本地址变换结构,这一篇文章是对基本地址变换结构的改进版。 1.局部性原理引入快表机制 2.快表(TLB) 一个例图了解基于快表的地址变换结构 引入快表后,地址变换的过程的文字...
  • 谈起内存管理,首先我们就要搞清楚虚拟地址和物理地址的...虚拟地址,就是就是一种逻辑意义上的地址,而当我们想要访问这个虚拟地址时,是需要转换到物理地址才能够真实的访问到,比如我一个2G的内存,那么虚拟地...
  • 如何将逻辑地址转换成物理地址

    千次阅读 2020-12-07 17:13:30
    逻辑地址如bai何转换成物理du地址 1.确定虚拟地址(物理地址)zhi的有效位 例如:假设dao页面大小zhuan1KB,共32页。(shu页面:逻辑地址 页框:物理地址) 由32(KB)=32×1024(B) 即等于32×1024 字节 二进制用多少...
  • 模拟请求分页系统中的地址变换过程 创建请求页表,通过编程模拟缺页中断和地址变换,实现请求调页功能和页面置换功能。 环境 JDK8+eclipse 步骤 (一)请求页表及快表的创建 0 1 2 3 4 5 页号 物理块号 状态...
  • 基本分页分段的地址转换

    千次阅读 2020-05-07 17:46:12
    分页系统或分段、段页式系统的地址转换 基于二进制/16进制逻辑地址转换 若给定16进制逻辑地址,先转换为二进制即可。 基于十进制逻辑地址转换 ...
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空空如也

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地址变换