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  • 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。
  • 某个请求分页管理系统中,假设某进程的页表内容如下表所示。 页号 页框(Page Frame)号 有效位(存在位) 0 120H 1 1 ---- 0 ...

    在某个请求分页管理系统中,假设某进程的页表内容如下表所示。

    页号

    页框(Page Frame)号

    有效位(存在位)

    0

    120H

    1

    1

    ----

    0

    2

    850H

    1

    页面大小为4KB,一次内存的访问时间是200ns,一次快表(TLB)的访问时间是20ns,处理一次缺页的平均时间为109ns(己含更新TLB和页表的时间),进程的驻留集大小固定为二页,采用最近最久未使用置换算法(LRU)和局部置换策略。假设①TLB初始为空;②地址转换时先访问TLB,若TLB未命中,再访问页表(忽略访问页表之后的TLB更新时间);③有效位为0表示页面不在内存,产生缺页中断,缺页中断处理后,返回到产生缺页中断的指令处重新执行。设有虚地址访问序列2345H、1876H、258FH,请问:

    a.依次访问上述三个虚地址,各需多少时间?给出计算过程。

    b.基于上述访问序列,虚地址1876H的物理地址是多少?请说明理由。

    【答案】

    (a)         根据页式管理的工作原理,应先将页号和页内位移地址分解出来。页面大小为4KB,即212,则得到页内偏移量占虚地址的低12位,那么页号占剩余高4位。可得三个虚地址的页号如下表。

    (b)         

     地址

    页号

    页内位移

    2345H

    2

    345H

    1876H

    1

    876H

    258FH

    2

    58FH

    2345H指令,页号为2,访问快表20ns,找不到页框,因条件所给初始为空,需要再到内存访问页表,花费200ns得到页框号,合成物理地址后去主存取指令需要花费200ns。

    总时间20ns+ 200ns + 200ns = 420ns。

    1876H指令页号为1,访问快表20ns,不在TLB,访问页表200ns,不在内存,发生缺页中断花费109ns,取得新页框号(含TLB更新),合成物理地址后去主存取指令需要花费200ns。

    总时间20ns+ 200ns + 109ns +200ns ≈109ns。

    258FH指令,页号为2,访问快表,因第一次访问己将该页号放入快表,因此花费20ns便可合成物理地址,访问主存取指200ns,共计20ns + 200ns =220ns。

    (b)当访问虚地址1876H时,因不在内存而产生缺页中断,因驻留集为二页,现在已有0页和2页在内存,必须从中淘汰一个页面,从而将新1页调入内存。

    根据LRU置换算法,0页和2页除有效位以外的其它信息未知,但是,第2页刚刚访问过,其引用位应刚置为1且时间间隔不长,根据最近最久未使用置换算法,相比之下应首先淘汰0号页面,因此1876H的对应页框号为120H。由此可得1876H的物理地址为120876H。


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  • 本设计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,掌握请求页式管理的页面置换算法。 (1)从置换算法任选 2 种(OPT、 FIFO、LRU、Clock);(2)建立页表;(3) 设计的输入数据要能...
  • 2.能够模拟内存的分页式分配和回收过程,可查看内存分配位示图和进程页表; 3.可根据内存分配状态进行地址转换。 4.能够模拟基于虚拟存储器的内存分配和回收过程,可查看交换空间位示图和扩 展的页表; 5.虚拟...
  • 通过实现一个操作系统的内存管理的模拟系统,观察内存空闲分区管理、内存分配和回收过程,了解内存管理技术等特点,掌握内存管理中的分配、回收和置换算法,加深对请求调页系统的原理和实现过程的理解。
  • 操作系统请求分页存储管理模拟模拟程序,程序相对简单,通过这个模拟程序能够帮助学习者会更好的学习os,供有需要的人学习使用。
  • 某个请求分页管理系统中,假设某进程的页表内容如下表所示。 页号 页框(Page Frame)号 有效位(存在位) 0 120H 1 1 ---- 0 ...

    在某个请求分页管理系统中,假设某进程的页表内容如下表所示。

    页号

    页框(Page Frame)号

    有效位(存在位)

    0

    120H

    1

    1

    ----

    0

    2

    850H

    1

    页面大小为4KB,一次内存的访问时间是200ns,一次快表(TLB)的访问时间是20ns,处理一次缺页的平均时间为109ns(己含更新TLB和页表的时间),进程的驻留集大小固定为二页,采用最近最久未使用置换算法(LRU)和局部置换策略。假设①TLB初始为空;②地址转换时先访问TLB,若TLB未命中,再访问页表(忽略访问页表之后的TLB更新时间);③有效位为0表示页面不在内存,产生缺页中断,缺页中断处理后,返回到产生缺页中断的指令处重新执行。设有虚地址访问序列2345H、1876H、258FH,请问:

    a.依次访问上述三个虚地址,各需多少时间?给出计算过程。

    b.基于上述访问序列,虚地址1876H的物理地址是多少?请说明理由。

    【答案】

    (a)         根据页式管理的工作原理,应先将页号和页内位移地址分解出来。页面大小为4KB,即212,则得到页内偏移量占虚地址的低12位,那么页号占剩余高4位。可得三个虚地址的页号如下表。

    (b)         

     地址

    页号

    页内位移

    2345H

    2

    345H

    1876H

    1

    876H

    258FH

    2

    58FH

    2345H指令,页号为2,访问快表20ns,找不到页框,因条件所给初始为空,需要再到内存访问页表,花费200ns得到页框号,合成物理地址后去主存取指令需要花费200ns。

    总时间20ns+ 200ns + 200ns = 420ns。

    1876H指令页号为1,访问快表20ns,不在TLB,访问页表200ns,不在内存,发生缺页中断花费109ns,取得新页框号(含TLB更新),合成物理地址后去主存取指令需要花费200ns。

    总时间20ns+ 200ns + 109ns +200ns ≈109ns。

    258FH指令,页号为2,访问快表,因第一次访问己将该页号放入快表,因此花费20ns便可合成物理地址,访问主存取指200ns,共计20ns + 200ns =220ns。

    (b)当访问虚地址1876H时,因不在内存而产生缺页中断,因驻留集为二页,现在已有0页和2页在内存,必须从中淘汰一个页面,从而将新1页调入内存。

    根据LRU置换算法,0页和2页除有效位以外的其它信息未知,但是,第2页刚刚访问过,其引用位应刚置为1且时间间隔不长,根据最近最久未使用置换算法,相比之下应首先淘汰0号页面,因此1876H的对应页框号为120H。由此可得1876H的物理地址为120876H。


    转载于:https://www.cnblogs.com/zhuhengjie/p/5966888.html

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  • - 模拟过程,如果所访问指令内存,则显示其物理地址,并转到下一条指令;如果没有内存,则发生缺页,此时需要记录缺页次数,并将其调入内存。如果4个内存块已装入作业,则需进行页面置换。 - 所有320...
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  • C++编写的请求分页储存管理的页置换算法模拟程序,模拟OPT,FIFO和LRU算法。可以输入序列也可以随机生成访问序列。可以输出整个调度的流程(表),缺页次数和缺页率。
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  • 若有采纳,请你的课设后面引用的参考文献加入该条引用!!!望大家尊重版权!!!! 为了避免完全抄袭,里面的课设报告为PDF版,若需要word版,评价留言你的邮箱!!!!!!若觉得有用,记得好评!!绝对有用!...
  • 操作系统请求分页

    2017-12-04 21:27:41
    为了简单起见。页面淘汰算法采用 FIFO页面淘汰算法,并且淘汰一页时,判断它是否被改写过,如果被修改过,将它写回到辅存。
  • 操作系统课设 请求分页存储管理系统
  • 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。为此为作业建立页表时,应说明哪些页已主存,哪些页不主存。
  • 请求分页存储管理系统设计与实现可课程设计
  • 操作系统 请求分页存储管理

    千次阅读 2020-12-22 13:06:04
    请求分页存储管理中的页表机制 缺页中断机构 地址转换 页置换算法 页分配和页置换策略 工作集及抖动现象的消除 请求分页存储管理的优缺点 请求分页存储管理中的页表机制 系统需要解决的问题 系统如何获知进程当前...

    目录

    • 请求分页存储管理中的页表机制
    • 缺页中断机构
    • 地址转换
    • 页置换算法
    • 页分配和页置换策略
    • 工作集及抖动现象的消除
    • 请求分页存储管理的优缺点

    请求分页存储管理中的页表机制

    系统需要解决的问题

    • 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

    页表机制

    页描述子的扩充(页表机制 )

    • 状态位P(中断位)指示该页是在内存还是在外存
    • 访问位A 用于记录本页在一段时间内被访问的次数或记录本页在最近多长时间未被访问
    • 修改位M 表示该页在内存中是否被修改过
    • 外存地址 该页在外存上的地址,通常是物理块号

    在这里插入图片描述

    缺页中断机构

    • 在请求分页系统中,每当所要访问的页面不在内存时,便产生一缺页中断。相应的中断处理程序把控制转向缺页中断子程序,执行此子程序,即把所缺页面装入主存,然后处理机重新执行缺页时打断的指令。这时,就将顺利形成物理地址。
    • 缺页中断与一般中断的区别
      • 在指令执行期间产生和处理中断信号
      • 一条指令在执行期间可能产生多次缺页中断,例如:在请求分页存储管理中,当中断位反映出进程当前欲访问的页不在内存时(1表示该页在内存,0表示该页不在内存),就产生一次缺页中断。系统收到缺页中断信号后就立即执行相应的缺页中断处理程序。
      • 特点:
        (1)缺页中断的产生和处
        理(中断的响应)出现在一条指令的
        执行期内。
        (2)程序运行过程中,一条指令的执行
        期间内可能会产生多次缺页中断。
        在这里插入图片描述

    地址变换机构

    • 如果在快表中未找到该页的页表项,则应再到内存中去查找页表,再从找到的页表项中的状态位P,该页是否调入内存。其结果可能是:
      (1)该页已经调入内存,这是应将此页的页表项写入快表,当快表已满时,应先调出按某种算法所确定的页的页表项,然后再写入该页的页表项。
      (2)该页尚未调入内存,这时便应产生缺页中断,请求OS从外存中把该页调入内存。

    请求分页中的地址变换过程
    在这里插入图片描述
    页面调入过程

    在这里插入图片描述

    页置换算法

    缺页率

    • 假设一个进程的逻辑空间为n页,系统为其分配的内存物理块数为m(m≤n)
    • 如果在进程的运行过程中,访问页面成功(即所访问页面在内存中)的次数为S,访问页面失败(即所访问页面不在内存中,需要从外存调入)的次数为F,则该进程总的页面访问次数为A=S+F,那么该进程在其运行过程中的缺页率即为
      在这里插入图片描述

    影响缺页率的因素

    • 分配给进程的物理页面数
    • 页面本身的大小
    • 程序的编制方法
    • 页面淘汰算法

    最佳(Optimal)置换算法

    • 最佳置换算法是由Belady于1966年提出的一种理论上的算法
    • 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
    • 采用最佳置换算法可保证获得最低的缺页率。
    • 由于人们目前还无法预知一个进程在内存的若干个页面中,哪一个页面是未来最长时间内不再被访问的,因而该算法也是无法实现的,但是可利用该算法去评价其它算法。

    利用最佳页面置换算法时的置换图

    在这里插入图片描述

    先进先出(FIFO)页面置换算法

    • 该算法总是淘汰最先进入内存的页面,即选择在内存中的驻留时间最久的页面予以淘汰。
    • 该算法实现简单,只需把一个进程已调入内存的页面,按先后次序链接成一个队列,并设置一个指针,称为替换指针,使它总是指向最老页面。
    • 但该算法与进程实际运行的规律不相适应,因为在进程中,有些页面经常被访问,含有全局变量、常用函数、例程等的页面,FIFO置换算法并不能保证这些页面不被淘汰。

    利用FIFO置换算法时的置换图

    在这里插入图片描述

    最近最久未使用(LRU)置换算法

    • 最近最久未使用(LRU)的页面置换算法,是根据页面调入内存后的使用情况。
    • 由于无法预测各页面将来的使用情况,只能利用“最近的过去”作为“最近的将来”的近似。
    • LRU置换算法是选择最近最久未使用的页面予以淘汰。

    LRU页面置换算法
    在这里插入图片描述

    LRU置换算法的硬件支持
    • 把LRU算法作为页面置换算法是比较好的,它对于各种类型的程序都能适用,但实现起来有相当大的难度,因为它要求系统具有较多的支持硬件。所要解决的问题有:

      • 一个进程在内存中的各个页面各有多久时间未被进程访问;
        如何快速地知道哪一页最近最久未使用的页面。
        为此,须利用以下两类支持硬件:
      1. 移位寄存器:
        定时右移
      2. 栈:
        当进程访问某页时,将其移出压入“栈顶”,“栈底”换出。
    • 寄存器

      • 为了记录某进程在内存中各页的使用情况,须为每个在内存中的页面配置一个移位寄存器,可表示为
        在这里插入图片描述

      • 访问时将Rn-1位置成1,定时信号每隔一时间间隔右移一位,则具有最小数值的寄存器所对应的页面,就是最近最久未使用的页面
        在这里插入图片描述
        某进程具有8个页面时的LRU访问情况
        在这里插入图片描述

      • 进程访问某页时,将该页面的页号从栈中移出,再压入栈顶
      • 用栈保存当前使用页面时栈的变化情况
        在这里插入图片描述

    最少使用(LFU: Least Frequently Used)置换算法

    • 为内存中的每个页面设置一个移位寄存器,用来记录该页面被访问的频率

    • 该算法选择在最近使用最少的页面作为淘汰页
      在这里插入图片描述

    • 与最近最少用算法LRU的区别

      • 只考虑一段时间内使用的次数,而不管其使用的

    注意:这种算法并不能真正反映出页面的使用情况,因在每一时间间隔内只是用寄存器的一位来记录页的使用情况,因此访问1次和10000次是等效的

    简单的Clock置换算法

    • 利用Clock算法时,只须为每页设置一位访问位,在将内存中的所有页面都通过链接指针链成一个循环队列。当某页被访问时,其访问位被置1。置换算法在选择一页淘汰时,只须检查其访问位。
      在这里插入图片描述
    • 各字段说明如下
      (1)状态位(存在位)P。用于指示该页是否调入内存,供程序访问时参考。
      (2)访问字段A。用于记录本页在一段时间内被访问的次数,或最近已有多长时间未被访问,提供给置换算法选择换出页面时参考
      (3)修改位M。表示该页在调入内存后是否被修改过。由于内存中的每一页都在外存上保留一份副本,因此,若未被修改,在置换该页时就不须将该写回到外存上,以减少系统的开销和启动磁盘的次数;若已被修改,则必须将该页重写到外存上,以保证外存中所保留的始终是最新副本。
      (4)外存地址。用于指出该页在外存上的地址,通常是物理块号,供调入该页时使用。

    简单的CLOCK置换算法(近似的LRU算法)

    • 当采用简单的CLOCK算法时,只需为每页设置一位访问位,再将内存中的所有页面都通过链接指针链接成一个循环队列
    • 当某页被访问时,其访问位被置1
    • 置换算法在选择一页淘汰时,只需检查页的访问位,是0换出,是1重新置0且暂不换出,再按FIFO检查下一个页面。检查到最后一个页面,若其访问位仍为1,则再返到队首检查
    • 由于该算法是循环地检查各页面的访问情况,故称为CLOCK算法,置换的是未使用过的页,又称为最近未用算法NRU(Not Recently Used)

    简单Clock置换算法的流程和示例
    在这里插入图片描述

    改进型Clock置换算法

    • 在将一个页面换出时,如果该页已被修改过,便须将它重新写到磁盘上;但如果该页未被修改过,则不必将它拷回磁盘。同时满足两条件的页面作为首选淘汰的页。

    在这里插入图片描述

    • 各字段说明如下:
      (1)状态位(存在位)P。用于指示该页是否调入内存,供程序访问时参考。
      (2)访问字段A。用于记录本页在一段时间内被访问的次数,或最近已有多长时间未被访问,提供给置换算法选择换出页面时参考。
      (3)修改位M。表示该页在调入内存后是否被修改过。由于内存中的每一页都在外存上保留一份副本,因此,若未被修改,在置换该页时就不须将该写回到外存上,以减少系统的开销和启动磁盘的次数;若已被修改,则必须将该页重写到外存上,以保证外存中所保留的始终是最新副本。

      (4)外存地址。用于指出该页在外存上的地址,通常是物理块号,供调入该页时使用。

    改进型Clock置换算法说明

    • 考虑使用情况和置换代价,换出的最好是未使用且未被修改过的
    • 由访问位A和修改位M组合:
      • 1类**(A=0, M=0)**:表示该页最近既未被访问,又未被修改,是最佳淘汰页
      • 2类**(A=0, M=1)**:表示该页最近未被访问,但已被修改,并不是很好的淘汰页
      • 3类**(A=1, M=0)**:最近已被访问,但未被修改, 该页有可能再被访问
      • 4类**(A=1, M=1)**:最近已被访问且被修改,该页可能再被访问
        在这里插入图片描述
    • 其执行过程可分成以下三步
    1. 从指针所指示的当前位置开始, 扫描循环队列, 寻找A=0且M=0的第一类页面, 将所遇到的第一个页面作为所选中的淘汰页。 在第一次扫描期间不改变访问位A
    2. 如果第一步失败,即查找一周后未遇到第一类页面, 则开始第二轮扫描,寻找A=0且M=1的第二类页面,将所遇到的第一个这类页面作为淘汰页。在第二轮扫描期间,将所有扫描过的页面的访问位A都置0
    3. 如果第二步也失败,亦即未找到第二类页面,则将指针返回到开始的位置,并将所有的访问位A复0。 然后重复第一步,如果仍失败,必要时再重复第二步,此时就一定能找到被淘汰的页

    改进型Clock置换算法-示例

    在这里插入图片描述

    未完待续。。。

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  • 请求分页管理方式

    千次阅读 2019-11-01 09:20:53
    请求分页管理方式

    请求分页管理方式

    请求分页存储管理与基本分页存储管理的主要区别:
    在程序执行过程中,当访问的信息不在内存中,由操作系统负责将所需信息从外存调入内存,然后继续执行程序。
    (请求调页)
    若内存空间不够,也由操作系统负责将内存中暂时不用的信息换出到外存。
    (置换页面)
    请求分页管理的具体方式:
    1.页表机制
    2.缺页中断机构
    3.地址变换机构(可以思考与基本分页管理的区别)

    1.页表机制

    1.在基本分页的基础上增加了几个表项
    2.状态位:表示页面是否在内存中
    3.访问字段:记录最近被访问次数,或记录上次访问的时间,供置换算法选择出页面时参考
    4.修改位:表示页面调入内存后是否被修改过,只有修改过的页面才需要在置换时写回外存
    5.外存地址:页面在外存中存放位置

    (一) 与基本分页管理相比,请求分页管理中,为了实现“请求调页”,操作系统需要知道每个页面是否已经调入内存;如果还没调入那么也需要知道该页面在外存中存放的位置。
    (二) 当内存空间不够时,要实现“页面置换”,操作系统需要通过某些指标来决定到底换出哪个页面;有的页面没有被修改过,就不用再浪费时间写回内存中。有的页面修改过,就需要将外存中的旧数据覆盖,因此,操作系统也需要记录各个页面是否被修改的信息。

    基本页表分配管理方式与请求分页的管理方式的页表区别如下:

    在这里插入图片描述
    请求页表的管理方式比基本页表方式的页表要多加四个字段:
    1.状态位:是否已经调入内存
    2.访问字段:可记录最近被访问过几次,或记录上次访问的时间,供置换算法选择换出页面时进行参考。
    3.修改位:页面调入内存后是否被修改过
    4.外存地址:页面在外存中的存放位置

    2.缺页中断机构

    1.找到页表项后检查页面是否已在内存,若没有在内存,产生缺页中断
    2.缺页中断处理中,需要将项目页面调入内存,有必要时还要换出页面
    3.缺页中断属于内中断,属于内中断的“故障”,即可能被系统修复的异常
    4.一条指令在执行过程中可能产生多次缺页中断

    在这里插入图片描述
    假设此时访问的逻辑地址=(页号,页内偏移量)=(0,1024)
    在请求分页系统中,每当要访问的页面不存在时,便产生一个缺页中断,然后由操作系统的缺页中断,让处理程序暂停
    此时缺页的进程阻塞,放入阻塞队列,调页完成后再将其唤醒,放回就绪队列。

    如果内存中有空闲块,则为进程分配一个空闲块,将所缺页面装入该块,并修改页表中相应的页表项。
    如果内存中没有空闲块,则由页面置换算法选择一个页面淘汰,若该页面在内存期间被修改过,则需要将其写回外存。未修改过的页面不用写回外存。

    缺页中断是因为当前的指令想要访问的目标页面未调入内存而产生的,因此属于内中断一条指令在执行期间,可能产生多次缺页中断。(如:copy a to b,即将逻辑地址a 中的数据复制到逻辑地址b,而a ,b属于不同页面,则由可能产生两次中断)
    总之 缺页中断属于内存异常中的故障:由错误条件引起的,可能被故障修理程序修复
    在这里插入图片描述

    3.地址变换机构

    1.找到页表项需要检查页面是否在内存中
    2.若页面不在内存中,需要请求页面
    3.若内存空间不够,还需换出页面
    4.页面调入内存后,需要修改相应页表项

    请求分页存储管理与基本分页存储管理的主要区别是:
    1.在程序执行过程中,当所访问的信息不在内存时,由操作系统负责将所需信息从外存调入内存,然后继续执行程序。
    (页面调度)
    2.若内存空间不够,由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出外存
    (页面置换)
    在这里插入图片描述
    新增步骤1:请求调页(查到页表项时进行判断)
    新增步骤2:页面置换(需要调入页面,但没有空闲内存块时进行)
    新增步骤3:需要修改请求页表中新增的表项

    0.给出逻辑地址
    1.页号是否越界
    2.如果不越界,查询快表,命中,则直接访问物理地址。
    3.快表未命中,则查询慢表,找到对应的页表项后,发现未调入内存,则产生缺页中断,之后,又操作系统的缺页中断处理程序进行处理。

    因为进程肯定在内存中,所以快表中的页表项肯定指的内存中的页面。
    (快表中的页面一定是在内存中的,若某个页面被换出外存,则快表中相应的页表项也要删除,否则可能访问错误的页面)

    在这里插入图片描述
    1.程序请求访问一页(给出了逻辑地址(页号,页内偏移量))
    2.页号<=页表长度,否则越界中断
    3.CPU查询快表
    4.快表命中,则修改访问位和修改位(修改位不一定要改),形成物理地址
    (注意的是:只有"写指令”才需要修改“修改位”。并且,一般来说只需要修改快表中的数据,只有要将快表项删除时才需要写回内存中的慢表,这样可以减少访问次数,值得一说的是删除快表中的页表项,一般会发生在内存页表被换出内存时)
    5.如果快表未命中,则访问慢表,命中,则修改访问位和修改位(注意),形成物理地址。
    6.如果慢表未命中(状态位为0),则产生缺页中断,请求调页
    7.保留CPU现场
    8.从外存中找到缺页
    9.此时判断内存满否?
    10.满了,就选择一页换出,选择页面如果被修改过,就将该页面写回外存;如果没有修改过,就进行下一步
    11.上诉步骤9中,如果内存未满,操作系统命令CPU从外存读缺页
    12.启动I/O硬件(此操作需要启动慢速的I/O操作,可见换入换出操作太频繁,会有很大的开销)
    13.将一页从外存换入内存
    14.修改页表(页面调入内存后,需要修改慢表,同时也需要将表项复制到快表)

    灵魂三问?
    1.什么时候请求调页(状态为0,页面不在内存时)
    2.什么时候进行页面置换(页表满了-》内存满了)
    3.请求调页和页面置换后,需要对那些数据结构(慢表、快表、页表项)进行修改。

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空空如也

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在请求分页管理系统中