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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。
  • 操作系中分页式管理总的逻辑地址到物理地址的映射转换算法 C语言
  • 请求分页式系统地址转换

    千次阅读 2013-11-04 08:47:13
    基本分页存储管理方式中关于逻辑地址和物理地址转换    【例1】考虑一个由8个页面,每页有1024个字节组成的逻辑空间,把它装入到有32个物理块的存储器中,问:  (1)逻辑地址需要多少二进制位表示?  (2...

    基本分页存储管理方式中关于逻辑地址和物理地址的转换

       

      【例1】考虑一个由8个页面,每页有1024个字节组成的逻辑空间,把它装入到有32个物理块的存储器中,问:

      (1)逻辑地址需要多少二进制位表示?

      (2)物理地址需要多少二进制位表示?

      分析在分页存储管理中,逻辑地址结构如下图所示。

     

      它由两个部分组成:前一部分表示该地址所在页面的页号p;后一部分表示页内地址(页内位移)d。页号的地址位数决定了页的多少,假设页号有20位,则地址空间中最多可容纳的页面数为2^20,即1M个页面。页内地址位数确定了每页的大小,若页内地址为12位,则每页大小为2^12,即2KB。

      同理,物理地址中块号的地址位数决定了块的数量。由于页式存储管理内存空间块的大小与页面大小相同,所以物理地址中块内地址与逻辑地址中的页内地址位数相同。

      因为页面数为8=2^3,故需要3位二进制数表示。每页有1024个字节,1024=2^10,于是页内地址需要10位二进制数表示。32个物理块,需要5位二进制数表示(32=2^5)。

      (1)页的逻辑地址由页号和页内地址组成,所以需要3+10=13位二进制数表示。

      (2)页的物理地址由块号和页内地址的拼接,所以需要5+10=15位二进制数表示。

       

      【例2】若在一分页存储管理系统中,某作业的页表如下所示。已知页面大小为1024字节,试将逻辑地址1011,2148,4000,5012转化为相应的物理地址。

    页号

    0

    1

    2

    3

    块号

    2

    3

    1

    6

      分析页式存储管理的地址结构是一维的,即逻辑地址(或物理地址)只用一个数值即可表示。若给定逻辑地址A,页面的大小为L,则页号p和页内地址d可按照下式求得:

      p=int [A/L]d=A mod L

      其中,int是取整函数(取数值的整数部分),mod是取余函数(取数值的余数部分)。

      下图显示了页式管理系统的地址转换机构。

       

       

       

      页表的作用是实现从页号到物理块号的地址映射。以逻辑地址的页号检索页表,得到该页的物理块号;同时将页内地址d直接送入物理地址寄存器的块内地址字段中。这样物理块号和块内地址拼接成了实际访问内存的地址,从而完成了从逻辑地址到物理地址的转换。

      所以物理地址的计算公式为:

      物理地址=块的大小(即页的大小L)′块号f+页内地址d

      本题中,为了描述方便,设页号为p,页内位移为d,则:

      (1)对于逻辑地址1011,p=int(1011/1024)=0,d=1011 mod 1024=1011。查页表第0页在第2块,所以物理地址为1024′2+1011=3059。

      (2)对于逻辑地址2148,p=int(2148/1024)=2,d=2148 mod 1024=100。查页表第2页在第1块,所以物理地址为1024+100=1124。

      (3)对于逻辑地址4000,p=int(4000/1024)=3,d=4000 mod 1024=928。查页表第3页在第6块,所以物理地址为1024′6+928=7072。

      (4)对于逻辑地址5012,p=int(5012/1024)=4,d=5012 mod 1024=916。因页号超过页表长度,该逻辑地址非法。

       

      【例3】某虚拟存储器的用户编程空间共32个页面,每页为1KB,内存为16KB。假定某时刻一用户页表中已调入内存的页面的页号和物理块号的对照表如下:

    页号

    0

    5

    1

    0

    物理块号

    2

    4

    3

    7

      则逻辑地址0A5C(H)所对应的物理地址是什么?

      分析页式存储管理的逻辑地址分为两部分:页号和页内地址。

      由已知条件“用户编程空间共32个页面”,可知页号部分占5位;由“每页为1KB”,1K=2^10,可知内页地址占10位。由“内存为16KB”,可知有16块,块号为4位。

      逻辑地址0A5C(H)所对应的二进制表示形式是:000 1010 0101 1100,根据上面的分析,下划线部分为页内地址,编码“000 10”为页号,表示该逻辑地址对应的页号为2。查页表,得到物理块号是4(十进制),即物理块地址为:01 00 ,拼接块内地址10 0101 1100,得01 0010 0101 1100,即125C(H)。

      逻辑地址0A5C(H)所对应的物理地址是125C(H)。

     

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    昨天参加网易的笔试,被一个操作系统的分页式管理难住啦,本来就忘得差不多啦,地址给的还是16进制,真是就懵啦。就把分页式存储管理又看了一遍,记录下。

    1.分页式存储管理基本原理:

    分页式存储管理允许把进程分配到不相邻的分区中。首先将进程的逻辑地址空间划分为大小相等的块,且块相对比较小,每个块称为一页(Page),由页号和页内地址组成;

    其次,将内存空间也划分为同样大小的块,每个块称为一页面(PageFrame)。

                                                     页:

    页号

    页内地址

     

     

    假设逻辑地址为A,页面大小为L,则页号和页内地址为:

    页号=A/L

    页内地址=A%L

     

    2.当进程将要运行时,操作系统会为进入内存的每个用户进程建立一张页表,记录进程逻辑地址空间的页号和内存物理地址空间中的页面号一一对应关系。同时系统还会建立一张作业表,将当前运行的作业的页表地址进行登记。

    对应关系如图所示:

    进程运行时,通过查找页表,就可以找到每页对应的物理页面号。页表就是实现从页号到物理块号的地址映射。

    3.地址转换

    地址转换时,先从页表控制寄存器中找到相应的页表,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物理地址的变换。图示出了分页系统的地址变换机构。

    网易的笔试题:

    23.有用户态进程A,其虚拟内存页为1KB,A占用了64页,内存大写为128KB,A进程将爱子到内存的页面和物理内存块的编号对应关系如下:

    页面编号   物理内存块编号

    0                          4

    1                          9

    2                          5

    3                          8

    请根据以上信息回答如下问题,并给出计算过程:

    1)虚拟地址为015D对应的物理地址是多少?

    2)物理地址为113C对应的虚拟地址为多少?

    3)进程A有一作业长度为8页,试图访问虚拟地址2A3D并保存整型1到该地址对应的物理地址空间,之后又尝试从该地址读取保存的数据,请问A进程这两次内存访问过程能否正常执行?并解释原因。

       解:

       1)虚拟地址为015D对应的物理地址是 :

           1KB=400H  (转换成16进制)

           页号:  015D/400=0

           页内地址:015D%400=15D

           查找页表:0->4

           物理地址:4*400+15D=115D

       2)物理地址为113C对应的虚拟地址为多少?

           就是反过来,物理快号:113C/400 = 4

                          块内地址:113C%400 = 13C

                          虚拟地址:0*400+13C=013C

       3)进程A有一作业长度为8页,试图访问虚拟地址2A3D并保存整型1到该地址对应的物理地址空间,之后又尝试从该地址读取保存的数据,请问A进程这两次内存访问过程能否正常执行?并解释原因。

            不能。  

            页号:2A3D/400 = A

            页内地址:2A3D%400=23D

            A>8,超出进程A的页表长度。

           **第三问不是很确定,如果有错,请指出,谢谢。第三问我也不太懂。

           这个题麻烦的就是16进制的乘除。

    转载于:https://www.cnblogs.com/jycboy/p/5312840.html

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  • 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 ...

    分页系统或分段、段页式系统的地址转换

    基于二进制/16进制逻辑地址的转换

    在这里插入图片描述

    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的转换

    在这里插入图片描述

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  • Linux的分段分页地址转换机制

    千次阅读 2010-08-09 10:46:00
    保护模式现代操作...来因此他更像是一个运行单片机的简单模式,计算机启动后首先进入的就是实模式,通过8086/8088只有20根地址线所以它的寻址范围只有2的20次 幂,即1M。内存的访问方式就是我们熟悉的seg: o

    保护模式现代操作系统的基础,理解他是我们要翻越的第一座山。保护模式是相对实模式而言的,他们是处理器的两种工作方式。很久以前大家使用的dos就是运行在实模式下,而现在的windows操作系统则是运行在保护模式下。两种运行模式有着较大的不同。
    实模式由于是由8086/8088发展 而 来因此他更像是一个运行单片机的简单模式,计算机启动后首先进入的就是实模式,通过8086/8088只有20根地址线所以它的寻址范围只有2的20次 幂,即1M。内存的访问方式就是我们熟悉的seg: offset逻辑地址方式,例如我们给出地址逻辑地址它将在cpu内转换为20的物理地址,即将seg左移4位再加上offset值。例如地址 1000h:5678h,则物理地址为10000h+5678h=15678h。实模式在后续的cpu中被保留了下来,但实模式的局限性是很明显的,由于 使用seg: offset逻辑地址只能访问1M多一点的内存空间,在拥有32根地址线的cpu中访问1M以上的空间则变得很困难。而且随着计算机的不断发展实模式的工 作方式越来越不能满足计算机对资源(存储资源和cpu资源等等)的管理,由此产生了新的管理方式——保护模式。
    80386及以上的处理器功能要大大超过其先前的处理器,但只有在保护模式下,处理器才能发挥作用。在保护模式下,全部32根地址线有效,可寻址4G的物 理地址空间;扩充的存储分段机制和可选的存储器分页机制,不仅为存储器共享和保护提供了硬件支持,而且为实现虚拟存储器提供了硬件支持;支持多任务;4个 特权级和完善的特权级检查机制,实现了数据的安全和保密。计算机启动后首先进入的就是实模式,通过设置相应的寄存器才能进入保护模式(以后介绍)。保护模 式是一个整体的工作方式,但分步讨论由浅入深更利于学习。
    1. 关于几个寄存器和结构说明
    寄存器CR0:CR0的第0位(PE)决定是否开启保护模式。0时CPU 工作于实模式,寻址方式为16位段基址*16+16位偏移地址,寻址1M空间,段基址取决于段寄存器CS/SS/DS/ES/FS/GS的内容,但与保护模式下的段式存储管理不同。CR0的第31位(PG)决定是否开启分页。1时寻址如下所述,0时线性地址即物理地址。

    寄存器CR3:CR3的高20位是页目录表首地址的高20位,页目录表首地址的低20位将是0,也就是说,页目录表将以4KB对齐。类似地,PDE中的页表基址以及PTE中的页基址也是用高20位来表示4KB对齐的页表和页。

    寄存器CS/SS/DS/ES/FS/GS:在保护模式下作为Seg. Selector(段选择子),在实模式下存放段基址。

    寄存器GDTR/LDTR:保护模式下存放全局/局部描述符表的基址,实模式下没有。
    GDT/LDT:全局描述符表/局部描述符表。
    Seg. Descriptors:段描述符,作为GDT的表项。主要由三个部分组成:段基址、段界限、段属性。

    2. 实模式下寻址(略)
    3. 保护模式下寻址
    3.1分段分页机制
    1. 分段机制
    80386的两种工作模式:80386的工作模式包括实地址模式和虚地址模式(保护模式)。Linux主要工作在保护模式下。
    在保护模式下,80386虚地址空间可达16K个段,每段大小可变,最大达4GB。从逻辑地址到线性地址的转换由80386分段机制管理。段寄存器CS、DS、ES、SS、FS或GS标识一个段。这些段寄存器作为段选择器,用来选择该段的描述符。

    图1:分段逻辑地址到线性地址转换图
    clip_image001.jpg



    2. 分页机制
    分页机制是在段机制之后进行的,它进一步将线性地址转换为物理地址。80386使用4K字节大小的页,且每页的起始地址都被4K整除。因此,80386把4GB字节线性地址空间划分为1M个页面,采用了两级表结构。
    两级表的第一级表称为页目录,存储在一个4K字节的页中,页目录表共有1K个表项,每个表项为4个字节,线性地址最高的10位(22-31)用来产生第一 级表索引,由该索引得到的表项中的内容定位了二级表中的一个表的地址,即下级页表所在的内存块号。第二级表称为页表,存储在一个4K字节页中,它包含了 1K字节的表项,每个表项包含了一个页的物理地址。二级页表由线性地址的中间10位(12-21)位进行索引,定位页表表项,获得页的物理地址。页物理地 址的高20位与线性地址的低12位形成最后的物理地址。

    图2:利用两级页表转换地址
    clip_image002.jpg



    3. 用户空间和内核空间
    用户空间:在Linux中,每个用户进程都可以访问4GB的线性虚拟内存空间。其中从0到3GB的虚存地址是用户空间,用户进程可以直接访问。
    内核空间:从3GB到4GB的虚存地址为内核态空间,存放供内核访问的代码和数据,用户态进程不能访问。所有进程从3GB到4GB的虚拟空间都是一样的,linux以此方式让内核态进程共享代码段和数据段。
    3.2保护模式的地址转换
    保护模式下的存储方式主要体现在内存访问方式上,由于兼容和IA32框架的限制,保护模式在内存访问上延用了实模式下的seg: offset的形式(即:逻辑地址),其实seg: offset的形式在保护模式下只是一个躯壳,内部的存储方式与实模式截然不同。在保护模式下逻辑地址并不是直接转换为物理地址,而是将逻辑地址首先转换 为线性地址,再将线性地址转换为物理地址。如图一:
    clip_image003.jpg



    线性地址是个新概念,但大家不要把它想的过于复杂,简单的说他就是0000000h~ffffffffh(即0~4G)的线性结构,是32个bit位能表 示的一段连续的地址,但它是一个概念上的地址,是个抽象的地址,并不存在在现实之中。线性地址地址主要是为分页机制而产生的。处理器在得到逻辑地址后首先 通过分段机制转换为线性地址,线性地址再通过分页机制转换为物理地址最后读取数据。如图二:
    clip_image004.jpg



    分段机制是必须的,分页机制是可选的,当不使用分页的时候线性地址将直接映射为物理地址,设立分页机制的目的主要是为了实现虚拟存储。先来介绍一下分段机制,以下文字是介绍如何由逻辑地址转换为线性地址。
    分段机制在保护模式中是不能被绕过得,回到我们的seg: offset地址结构,在保护模式中seg有个新名字叫做“段选择子”(seg..selector)。段选择子、GDT、LDT构成了保护模式的存储结 构,如图三,GDT、LDT分别叫做全局描述符表和局部描述符表,描述符表是一个线性表(数组),表中存放的是描述符。
    clip_image005.jpg



    “描述符”是保护模式中的一个新概念,它是一个8字节的数据结构,它的作用主要是描述一个段(还有其他作用以后再说),用描述表中记录的段基址加上逻辑地 址(sel: offset)的offset转换成线性地址。描述符主要包括三部分:段基址(Base)、段限制(Limit)、段属性(Attr)。一个任务会涉及多 个段,每个段需要一个描述符来描述,为了便于组织管理,80386及以后处理器把描述符组织成表,即描述符表。在保护模式中存在三种描述符表 “全局描述符表”(GDT)、“局部描述符表”(LDT)和中断描述符表(IDT)(IDT在以后讨论)。
    (1) 全局描述符表GDT(Global Descriptor Table):在整个系统中,全局描述符表GDT只有一张,GDT可以被放在内存的任何位置,但CPU必须知道GDT的入口,也就是基地址放在哪 里,Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址,程序员将GDT设定在内存中某个位置之后,可以通过LGDT指令将GDT的 入口地址装入此积存器,从此以后,CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。GDTR中存放的是GDT在内存中的基地址和其表长界 限。 其结构如下所示:
    clip_image006.jpg



    (2) 段选择子(Selector)由GDTR访问全局描述符表是通过“段选择子”(实模式下的段寄存器)来完成的,如图三①步。段选择子是一个16位的寄存器(同实模式下的段寄存器相同),其结构如下所示:
    clip_image007.gif



    段选择子包括三部分:描述符索引(index)、TI、请求特权级(RPL)。他的index(描述符索引)部分表示所需要的段的描述符在描述符表的位 置,由这个位置再根据在GDTR中存储的描述符表基址就可以找到相应的描述符(如图三①步)。然后用描述符表中的段基址加上逻辑地址 (SEL:OFFSET)的OFFSET就可以转换成线性地址(如图三②步),段选择子中的TI值只有一位0或1,0代表选择子是在GDT选择,1代表选 择子是在LDT选择。请求特权级(RPL)则代表选择子的特权级,共有4个特权级(0级、1级、2级、3级)。例如给出逻辑地 址:21h:12345678h转换为线性地址
    a. 选择子SEL=21h=0000000000100 0 01b 他代表的意思是:选择子的index=4即100b选择GDT中的第4个描述符;TI=0代表选择子是在GDT选择;左后的01b代表特权级RPL=1。
    b. OFFSET=12345678h若此时GDT第四个描述符中描述的段基址(Base)为11111111h,则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h。
    (3) 局部描述符表LDT(Local Descriptor Table):局部描述符表可以有若干张,每个任务可以有一张。我们可以这样理解GDT和LDT:GDT为一级描述符表,LDT为二级描述符表。GDT与LDT的结构关系如下图:
    clip_image008.jpg



    LDT和GDT从本质上说是相同的,只是LDT嵌套在GDT之中。LDTR记录局部描述符表的起始位置,与GDTR不同LDTR的内容是一个段选择子。由 于LDT本身同样是一段内存,也是一个段,所以它也有个描述符描述它,这个描述符就存储在GDT中,对应这个表述符也会有一个选择子,LDTR装载的就是 这样一个选择子。LDTR可以在程序中随时改变,通过使用lldt指令。如图五,如果装载的是Selector 2则LDTR指向的是表LDT2。举个例子:如果我们想在表LDT2中选择第三个描述符所描述的段的地址12345678h。
    1. 首先需要装载LDTR使它指向LDT2 使用指令lldt将Select2装载到LDTR
    2. 通过逻辑地址(SEL:OFFSET)访问时SEL的index=3代表选择第三个描述符;TI=1代表选择子是在LDT选择,此时LDTR指向的是 LDT2,所以是在LDT2中选择,此时的SEL值为1Ch(二进制为11 1 00b)。OFFSET=12345678h。逻辑地址为1C:12345678h
    3. 由SEL选择出描述符,由描述符中的基址(Base)加上OFFSET可得到线性地址,例如基址是11111111h,则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h
    4. 此时若再想访问LDT1中的第三个描述符,只要使用lldt指令将选择子Selector 1装入再执行2、3两步就可以了(因为此时LDTR又指向了LDT1)
    由于每个进程都有自己的一套程序段、数据段、堆栈段,有了局部描述符表则可以将每个进程的程序段、数据段、堆栈段封装在一起,只要改变LDTR就可以实现对不同进程的段进行访问。(LDT的作用)
    存储方式是保护模式的基础,学习他主要注意与实模式下的存储模式的对比,总的思想就是首先通过段选择子在描述符表中找到相应段的描述符,根据描述符中的段基址首先确定段的位置,再通过OFFSET加上段基址计算出线性地址。

    clip_image004.jpg (11.75 KB)

     

    clip_image004.jpg

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    2020-04-23 09:31:29
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空空如也

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分页式地址转换