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  • 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...

    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 状态位P 访问字段A 修改位M 外存地址

    物理块号:当页在外存时为外存的物理块号,在内存时为内存的物理块号。
    状态位P:0为此页在外存,1为此页在内存。
    访问字段A:该页被访问的次数。
    修改位M:0为该页未被修改,1为该页被修改。
    外存地址:等于该页的外存物理块号。

      分析页表发现由于涉及多行多列数据的输入输出,所以需要创建一个二维数组,一行作为一页,各列作为组成页表的状态位P、修改位M等元素。但通过实际操作发现,在调用页表的i页中某一元素时,需要通过page[i][j]的方式,这样很难区分各个元素。因此将页表的各个元素分别用一维数组表示,页号用一维数组的下标表示,便解决了区分困难的问题,例如:页号为i的页的访问字段“visitA[i]”。

      而分析快表发现其结构与页表相同,因此只需要创建一个一维数组来存放从页表中调入的页的页号即可。

    (二)分析请求分页系统中的地址变换过程(下面出现的各方法均在(三)中展示)

    分析流程图整理编程思路:
    在这里插入图片描述
      在进行地址变换时,首先输入请求访问的逻辑地址然后pageNum()方法计算出页号,if判断此页页号是否大于页表长度,如果大于则越界中断。(下图)
    在这里插入图片描述

      如果小于则for循环检索快表,if语句判断所要访问的页是否在快表里,如果找到,则修改访问位和修改位并输出物理地址(由于此操作需要在代码中多次出现所以将其写成一个方法,即方法changeAM())。(下图)
    在这里插入图片描述

      如果在快表中未找到要访问页,则应到内存中去查找该页,即if判断该页的页表项中状态位statusP[pageNum()]是否为1。若为1则表示已调入内存,这时应将该页写入快表(修改快表的方法为changeFast()),然后修改访问位和修改位并输出物理地址。(下图)
    在这里插入图片描述
      若该页尚未调入内存,即状态位statusP[pageNum()]为0,这时应产生缺页中断(缺页中断方法为MPI()),请求OS从外存把该页调入内存。(下图)
    在这里插入图片描述
      缺页中断(方法MPI()),请求OS将所缺之页调入内存,这时需要 if 判断内存是否已满,即内存大小 inStore 是否等于0,不为0则内存未满,将此页调入内存,内存空间大小减去为此页分配的空间(下图),
    在这里插入图片描述
      修改页表,修改快表,形成物理地址。为0则内存已满,需要将内存中访问次数(即访问位 visitA[])最少的页换出,即将状态位 statusP[min] 置为0,并将换出页所占的内存物理块分配给换入页。(下图)
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      同时需要 if 判断换出页是否被修改,即判断修改位 ChangeM[min] 是否为1,为1则被修改,将该页写回内存,为0则未被改变。(下图)
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      修改页表,修改快表,形成物理地址。(下图)
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    (三)构建的方法
    1、pageNum() 方法:页号等于逻辑地址整除页面大小,返回页号(下图)
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    2、pageAdd() 方法:偏移量等于逻辑地址除以页面大小取余,返回偏移量(下图)
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    3、changeAM() 方法:修改访问位和修改位,形成物理地址(下图)
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    4、changePage() 方法:从外存读缺页,将请求页换入内存,修改页表,即换入页的状态位置为1( statusP[pageNum()]=1 )(下图)
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    5、changeFast() 方法:修改快表
    (1)如果快表满(下图)
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    (2)如果快表未满(下图)
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    6、TrueAdd() 方法:形成物理地址(下图)
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    7、putFP() 方法:输出快表方法(下图)
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    8、putPage() 方法:输出页表方法(下图)
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    (四)运行结果示范

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      (注:页表中物理块号和外存地址相同时,说明该页在外存,此时的物理块号是此页在外存的物理块号,当该页被调入内存后,物理块号才会变成分配给它的内存物理块号)

    结论

      想要实现模拟请求分页系统中的地址变换,首先要分析页表的各个元素所代表的含义以及页表与外存、内存和快表之间的联系。页表就相当于一个记录本,上面记录着各个页的当前状态,系统通过检索页表上页的状态来对页进行调入调出操作。

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    链接: https://download.csdn.net/download/qq_49101550/15481871

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  • 请求分页系统工作机制

    千次阅读 2016-11-13 15:53:01
    请求分页系统中,只要求将当前需要的一部分页面装入内存,便可以启动作业运行。作业执行过程,当所要访问的页面不内存时,再通过调页功能将其调入,同时还可以通过置换功能将暂时不用的页面换出到外存上,...
    请求分页系统建立在基本分页系统基础之上,为了支持虚拟存储器功能而增加了请求调页功能和页面置换功能。请求分页是目前最常用的一种实现虚拟存储器的方法。

    在请求分页系统中,只要求将当前需要的一部分页面装入内存,便可以启动作业运行。在作业执行过程中,当所要访问的页面不在内存时,再通过调页功能将其调入,同时还可以通过置换功能将暂时不用的页面换出到外存上,以便腾出内存空间。

    为了实现请求分页,系统必须提供一定的硬件支持。除了需要一定容量的内存及外存的计算机系统,还需要有页表机制、缺页中断机构和地址变换机构。

    页表机制

    请求分页系统的页表机制不同于基本分页系统,请求分页系统在一个作业运行之前不要求全部一次性调入内存,因此在作业的运行过程中,必然会出现要访问的页面不在内存的情况,如何发现和处理这种情况是请求分页系统必须解决的两个基本问题。为此,在请求页表项中增加了四个字段,如图3-24所示。


    图3-24  请求分页系统中的页表项

    增加的四个字段说明如下:
    • 状态位P:用于指示该页是否已调入内存,供程序访问时参考。
    • 访问字段A:用于记录本页在一段时间内被访问的次数,或记录本页最近己有多长时间未被访问,供置换算法换出页面时参考。
    • 修改位M:标识该页在调入内存后是否被修改过。
    • 外存地址:用于指出该页在外存上的地址,通常是物理块号,供调入该页时参考。

    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,便产生一个缺页中断,请求操作系统将所缺的页调入内存。此时应将缺页的进程阻塞(调页完成唤醒),如果内存中有空闲块,则分配一个块,将要调入的页装入该块,并修改页表中相应页表项,若此时内存中没有空闲块,则要淘汰某页(若被淘汰页在内存期间被修改过,则要将其写回外存)。

    缺页中断作为中断同样要经历,诸如保护CPU环境、分析中断原因、转入缺页中断处理程序、恢复CPU环境等几个步骤。但与一般的中断相比,它有以下两个明显的区别:
    • 在指令执行期间产生和处理中断信号,而非一条指令执行完后,属于内部中断。
    • 一条指令在执行期间,可能产生多次缺页中断。

    地址变换机构

    请求分页系统中的地址变换机构,是在分页系统地址变换机构的基础上,为实现虚拟内存,又增加了某些功能而形成的。


    图3-25请求分页中的地址变换过程

    如图3-25所示,在进行地址变换时,先检索快表:
    • 若找到要访问的页,便修改页表项中的访问位(写指令则还须重置修改位),然后利用页表项中给出的物理块号和页内地址形成物理地址。
    • 若未找到该页的页表项,应到内存中去查找页表,再对比页表项中的状态位P,看该页是否已调入内存,未调入则产生缺页中断,请求从外存把该页调入内存
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  • XAMPP安装PHP开发环境虽好,但总是会遇到一些纠结的问题。如果以后再按照官方教程做的时候出现一些不寻常的情况,可以参照。...官方分页教程, @foreach ($users as $user) {{ $user->name }}

    XAMPP安装PHP开发环境虽好,但总是会遇到一些纠结的问题。如果以后再按照官方教程做的时候出现一些不寻常的情况,可以参照。

    上次也是因为使用了XAMPP环境,出现了这个问题

    今天,使用Laravel在XAMPP环境下,render生成的链接404错误

    官方分页教程中,

    <div class="container">
        @foreach ($users as $user)
            {{ $user->name }}
        @endforeach
    </div>
    
    {!! $users->render() !!}

    使用以上代码,会展现用户列表数据,已经创建一个“分页控件”(html)。

    正常的分页控件,1-N,的超链接地址应该是

    http://localhost/uni/public/admin/user?page=2
    但是在XAMPP环境下(没有测试MAMP环境,怀疑一样),链接就变成了
    http://localhost/uni/public/admin/user/?page=2
    发现区别没?错误的链接多了一个/下划线


    然后我谷歌了一下,找到这个地址,不知道你们能不能访问……

    里面遇到同样问题的家伙,使用了这样一个方法

    {!! str_replace('/?', '?', $items->render()) !!}
    直接替换掉/下划线,但这种方式我感觉不行,如果未来要把工程移植到正式环境,如Linux系统,那么不基于XAMPP环境的话,可能会误替换本身已经正常的url。

    果然,在这个帖子下面出现了一句,

    {{--{!!$users->setPath('')->appends(Input::query())->render()!!}--}}
    使用setPath自定义分页url可以完美解决这个问题,上面的代码我试着

    {!!$users->setPath('')!!}
    这样也能实现。




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  • 操作系统基本分页存储管理方式

    千次阅读 2014-05-01 22:54:03
    操作系统基本分页存储管理方式 连续分配内存方式会形成许多“碎片”,通过紧凑的方式将碎片拼接成一块大的空间,但是拼接过程系统开销太大。如果允许将一个进程直接分散...在分页管理方式,如果不具备页面对换功能

    操作系统基本分页存储管理方式

    连续分配内存方式会形成许多“碎片”,通过紧凑的方式将碎片拼接成一块大的空间,但是拼接过程系统开销太大。如果允许将一个进程直接分散地装入到许多不相邻的分区中,那么就不需要再进行“紧凑”。基于这一思想而产生了离散分配方式。如果离散分配的基本单位是页,则称为分页存储管理方式;如果离散分配的基本单位是段,则称为分段存储管理方式。

    在分页管理方式中,如果不具备页面对换功能(将处于阻塞状态且优先级低的进程对换到外存),则称为基本的分页存储管理方式,或称为纯分页存储管理方式,它不具有支持实现虚拟存储器的功能,它要求把每个作业全部装入内存后才能运行。

    1、页面与页表

    1.1、页面

    a)、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,称为页面或者页,并为各页加以编号012...。相应地,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,也加以编号012...。在为进程分配内存时,以块为单位将进程中的若干个页面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——“页内碎片”。

    b)、页面大小

    在分页系统中的页面其大小适应中。页面若太小,一方面虽然可使内存碎片减小,从而减小了内存碎片的总空间,有利于提高内存利用率,但是另一方面也会使每个进程占用较多的页面,导致进程页表过长,占用大量内存,反而降低页面换进换出的效率。然而如果选择的页面较大,虽然可以减小页表的长度,提供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,且页面大小应该是2的幂,通常为512B~8KB

    1.2、地址结构

    分页地址中的地址结构如下:

     



    0~11位为页内地址,即每页的大小为2^12=4KB12~31位为页号,地址空间最多允许有2^20=1M页。

    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,每页的大小为L,则页号P=A/L和页内地址d=A%L

    1.3、页表

    在分页系统中,允许将进程的各个页离散地存储在内存不同的物理块中,但系统应该保证进程的正确运行,即能在内存中找到每个页面所对应的物理块。系统又为每个进程建立了一张页表,其记录着相应页在内存中对应的物理块号。进程在执行时,通过查找页表找到内存中对应的物理块号。可见,页表的作用的实现从页号到物理块号的地址映射。

     


    2、地址变换机构

    为了能将用户地址空间中的逻辑地址 变换为内存空间的物理地址,在系统中必须设置地址变换机构。其基本任务是实现从逻辑地址到物理地址的转换。即将逻辑地址中的页号转换为内存中的物理块号,借助页表来实现。

    2.1、基本的地址变换机构

    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。由于寄存器成本高,数量少,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起始地址和页表的长度。平时,进程未执行时,页表起始地址和页表长度是存放在本进程的PCB中,当调度程序调度该进程时,才将其放入页表寄存器中。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将有效地址(相对地址)分为页号和页内地址两部分,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。系统将产生一地址越界中断。如果没有越界,则将页表起始地址与页号和页表项长度的乘积相加,使从而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。

     

     

     

    2.2、具有快表的地址变换机构

    由于页表存放在内存中,这使CPU在存取一个数据时,都要两次访问内存:第一次是访问内存的页表,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,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一半。

    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询能力的特殊高速缓冲寄存器,又称为“联想寄存器”——“块表”,用来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在快表中。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。如果在快表中未找到对应的页表项,则还需在访问内存中的页表,找到后把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。从新修改快表。,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。

     

    3、两级和多级页表

    现代的大多数计算机系统,都支持非常大的逻辑地址空间(2^32~2^64)。在这样的环境下,页表就变得非常大,要占用相当大的内存空间。采用的解决方法:

    a)、采用离散分配方式来解决难以找到一块连续的大内存空间的问题;

    b)、只将当前需要的部分页表项调入内存,其余的页表项仍然留在磁盘上,需要时在调入。

    3.1、两级页表(Two_Level Page Table

    对于要连续的内存空间来存放页表的问题,可利用将页表进行分页,并离散地将各个页面分别存放在不同的物理块中的办法加以解决,同样也要为离散分配的页表再建立一张页表,称为外层页表,在每个页表项中记录了页表页面的物理块号。

     

    在外层页表的每个页表项中,所存放的是某页表分页的首地址。我们可以利用外层页表和页表这两级页表,来实现从进程的逻辑地址到内存中物理地址间的变换。为了地址变换实现上的方便起见,在地址变换机构中同样需要增设一个外层页表寄存器,用于存放外层页表的始址,并利用逻辑地址中的外层页号,作为外层页表的索引,从中找到指定页表分页的始址,再利用 P2 作为指定页表分页的索引,找到指定的页表项,其中即含有该页在内存的物理块号,用该块号和页内地址 即可构成访问的内存物理地址。

     

    3.2、多级页表

    多级页表原理和二级页表一样,用来处理更大的页表划分问题。



    以上内容参考汤小丹  梁红兵等编著的《计算机操作系统》第4章 第4节

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