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  • 操作系中分页式管理总的逻辑地址到物理地址映射转换算法 C语言
  • 3.1.7 OS之分页存储管理的基本地址变换结构

    千次阅读 多人点赞 2020-05-03 23:04:26
    文章目录0.思维导图1.页表寄存器地址变换过程2.对页表项大小的进一步讨论 0.思维导图 1.页表寄存器 地址变换过程 一道例题加深印象: 2.对页表项大小的进一步讨论 参考:《王道操作系统》 ...


    0.思维导图

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    1.页表寄存器

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    地址变换过程

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    一道例题加深印象:
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    2.对页表项大小的进一步讨论

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    参考:《王道操作系统》

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  • linux的分段分页----地址映射

    千次阅读 2016-06-10 17:08:24
    IA32内核空间的地址转换:1. 从逻辑地址到线性地址的转换对于Linux来说,基本不使用分段的机制,或者说,Linux中的分段机制只是为了兼容IA32的硬件而设计的。Linux内核的设计并没有全部采用Intel所提供的段方案,...

    首先我们要注意的是虚拟空间分为内核空间和用户空间。

    IA32下内核空间的地址转换:

    1. 从逻辑地址到线性地址的转换

    对于Linux来说,基本不使用分段的机制,或者说,Linux中的分段机制只是为了兼容IA32的硬件而设计的。

    Linux内核的设计并没有全部采用Intel所提供的段方案,仅仅有限度地使用了一下分段机制。这不仅简化了Linux内核的设计,而且为把Linux移植到其他平台创造了条件。

    在 IA32 上任意给出的地址都是一个虚拟地址,即任意一个地址都是通过“选择符:偏移量”的方式给出的,这是段机制存访问模式的基本特点。所以在IA32上设计操作系统时无法回避使用段机制。一个虚拟地址最终会通过“段基地址+偏移量”的方式转化为一个线性地址。 但是,由于绝大多数硬件平台都不支持段机制,只支持分页机制,所以为了让 Linux 具有更好的可移植性,我们需要去掉段机制而只使用分页机制。但不幸的是,IA32规定段机制是不可禁止的,因此不可能绕过它直接给出线性地址空间的地址。万般无奈之下,Linux的设计人员干脆让段的基地址为0,而段的界限为4GB,这时任意给出一个偏移量,则等式为“0+偏移量=线性地址”,也就是说“偏移量==线性地址”。即 逻辑地址==线性地址。

    段机制把逻辑地址转换为线性地址,分页机制进一步把该线性地址再转换为物理地址。

    2. 从线性地址到物理地址的转换

    内核空间下在从线性地址到物理地址的转换过程中是:线性地址 – offset (0x1000)=物理地址

    IA32下用户空间的地址转换:

    先来普及一些基础知识:

    虚拟地址空间是根据CPU的位数而定,当CPU的位数为32位,虚拟地址空间总共是2^32次方,即4G大小。

    CPU的位数越大,CPU处理数字的运算能力就越强,位数指的是数据总线的条数,数据总线与地址总线相同是比较好的一种情况

    CPU的指令集(mov lea add call )可以使CPU明白自己需要完成的是什么事

    在8086处理器诞生之前,内存寻址方式就是直接访问物理地址。8086处理器为了寻址1M的内存空间,把地址总线扩展到了20位。但是,一个尴尬的问题出现了,ALU的宽度只有16位,也就是说,ALU不能计算20位的地址。为了解决这个问题,分段机制被引入。

    X86体系:
    1. 未保护模式下(8086处理器为代表)

    16位的寄存器(存放的是基地址):
    CS:代码寄存器 DS:数据段寄存器 SS:堆栈段寄存器
    ES:附加段寄存器

    在 8086 的实模式(未保护模式)下,把某一段寄存器左移4位,然后与地址ADDR相加后被直接送到内存总线上,这个相加后的地址就是内存单元的物理地址。

    未保护模式下,内存地址的分段映射:

    DS<<4 + IP(偏移量) = 物理地址(不安全,DS可能被修改)

    保护模式的出现:

    80386处理器是一个32位处理器,ALU和地址总线都是32位的,寻址空间达 4G。也就是说它可以不通过分段机制,直接访问4G的内存空间。然而由于兼容之前的处理器。因此必须支持实模式和保护模式。所以80386要在段寄存器的基础上构筑保护模式,并且保留16位的段寄存器。
    从80386之后的处理器,架构基本相似,统称为IA32(32 Bit Intel Architecture)。
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    2.保护模式下

    在IA32的保护模式下,逻辑地址不是被直接送到内存总线而是被送到内存管理单元(MMU)。MMU由一个或一组芯片组成,其功能是把逻辑地址映射为物理地址,即进行地址转换。
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    保护模式下三个地址的关系:
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    IA32下设置了6个段寄存器,段寄存器中存储的是段选择符:

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    * 段选择符:*

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    GDT和LDT
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    从逻辑地址到线性地址的映射过程:

    1)根据指令的性质判断它是在哪个段寄存器中
    2)检查段寄存器的TI字段,看其属于LDT还是GDT
    3)根据段寄存器的index,将段寄存器中的地址右移3位,计算段描述符的地址
    4)在内存管理寄存器LDTR和GDTR中分别找LDT和GDT的地址,每个地址对应一个段寄存器和一个内存管理寄存器
    5)将指令发出的地址作为位移,与段描述符表项进行对比,查看是否越界
    6)根据指令的性质和段描述符中的权限,查看是否越权
    7)将IP偏移量(逻辑地址)与GDT[DS >> 3] 相加可得到线性地址
    { 段描述表项:L 长度 D 基地址 G 内存段单位(0代表字节(1M字节内存),1代表一个页面4k(4K*1M=4G))}

    保护模式下内存地址的分段映射:

    GDT[DS >> 3].baseAddr + 逻辑地址 = 线性地址

    如果操作系统只开启内存分段: 线性地址== 物理地址
    如果操作系统开启了内存分页: 线性地址(多级页表映射)—>物理地址

    推荐书籍:《程序员的自我修养》第1章 内存分段,分页

    从线性地址到物理地址的映射过程:
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    便于读者更清晰地理解,特在网上找了一个图供读者来看
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    分页机制由CR0中的PG位启用。
    如PG=1,启用分页机制,把线性地址转换为物理地址。
    如PG=0,禁用分页机制,直接把段机制产生的线性地址当作物理地址使用。
    分页机制管理的对象是页。分页机制把整个线性地址空间及整个物理地址空间都看成由页组成,在线性地址空间中的任何一页,可以映射为物理地址空间中的任何一页。

    线性地址中的相邻地址在映射到物理地址上时,不一定是相邻的,因为有可能不在同一个页面。反之亦然。

    分页机制通过把线性地址空间中的页,重新定位到物理地址空间来进行管理,因为每个页面的整个4K字节作为一个单位进行映射,并且每个页面都对齐4K字节的边界,因此,线性地址的低12位经过分页机制直接地作为物理地址的低12位使用。
    这里写图片描述

    映射过程:
    1)从CR3中获取得页目录的基地址
    2)以线性地址的DIR位段为下标,在目录表中取得相应页面表的基地址
    3)以线性地址中的page位段为下标,在得到的页面表中获得相应页面描述符
    4)将页面描述符项中给出的页面基地址,与线性地址中的offset段相加得到物理地址

    总结:
    地址的转换过程是通过软件的完美配合来实现的。一个是操作系统内核,一个是cpu中的MMU(也可以在MMU中设置TLB,加快地址翻译速度)。内核主要提供寄存器,页目录,页表等,MMU主要负责计算过程。
    要注意的是,分段机制是IA32提供的寻址方式,这是硬件层面的。无论windows还是linux,只要使用IA32的CPU访问内存,都需经过MMU的转换流程才能得到物理地址,也就是说必须经过逻辑地址–线性地址–物理地址的转换。
    就IA32架构的CPU来说,就有多种分页实现,常规分页机制,PAE机制等。Linux的分页机制是建立在硬件基础之上的,不同的平台需要有不同的实现。Linux在软件层面构造的虚拟地址,最终还是要通过MMU转换为物理地址,不管Linux的分页机制是怎样实现,CPU只按照它的分页实现来解读线性地址,所以Linux传给CPU的线性地址必然是满足硬件实现的。比如说:Linux在32位CPU上,它的四级页表结构就会兼容到硬件的两级页表结构。可见,Linux在软件层面上做了一层抽象,用四级页表的方式兼容32位和64位CPU内存寻址的不同硬件实现。

    读者也可通过工具bochs 2.6.8来计算从逻辑地址到物理地址的转换过程。

    使用bochs计算地址映射过程的推荐链接:
    http://blog.csdn.net/zouliping123/article/details/8275381

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  • 基本分页存储管理方式

    千次阅读 2020-09-28 22:26:10
    因此提出非连续分配管理方式,非连续分配管理方式分为: 基本分页存储管理方式 基本分段存储管理方式 段页存储管理方式 页面与物理块 分页存储管理将进程的逻辑地址空间划分成若干个大小相等的区域,称为页或页面...

    操作系统内存空间管理可以分为连续分配管理方式非连续分配管理方式

    连续分配管理方式又可以分为单一连续分配、固定分区分配、动态分区分配。
    连续分配管理方式会形成许多的碎片,虽然可以使用拼接/紧凑技术将许多碎片拼接成可用的大块空间,但代价非常大

    因此提出非连续分配管理方式,非连续分配管理方式分为:

    页面与物理块

    分页存储管理将进程的逻辑地址空间划分成若干个大小相等的区域,称为页或页面,页面大小由地址结构决定 ,并为各页从0开始编号。

    把内存的物理地址空间也分成若干个块,同样也为它们从0开始编号。称为物理块,或者页框页帧内存块物理页面

    进程的每个页面分别放入一个物理块中。各个页面不必连续存放,可以放到不相邻的各个物理块中。

    进程的最后一个页面可能没有一个页框那么大。分页存储管理有可能产生内部碎片,因此页框不能太大,否则可能产生过大的内部碎片造成浪费

    地址结构

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    分页存储地址结构包括两部分:页号P,位移量W。

    页号P = 逻辑地址 / 页面长度 (整除)
    位移量W = 逻辑地址 % 页面长度(取余)

    例如:在某计算机系统中,页面大小为1KB,设逻辑地址为2170B,求页号、位移量。

    页号:2170/1024=2
    位移量:2170%1024=122

    页表

    为了能知道进程的每个页面在内存中存放的位置,操作系统要为每个进程建立一张页表。
    页表通常存在PCB(进程控制块)中

    一个进程对应一张页表
    进程的每个页面对应一个页表项
    页表记录进程页面和实际存放的内存块之间的映射关系
    每个页表项的长度是相同的

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    地址交换机构

    1、根据逻辑地址计算出页号,页内地址。
    2、比较页号和页表长度,若页号大于页表长度,则产生越界中断(内中断),否则继续执行。
    3、页表中页号对应的页表项地址 = 页表起始地址+ 页号*页表项长度,取出该页表项内容,即为内存块号。
    4、计算物理地址E= 块号*页面大小+页内地址,用得到的物理地址E去访存。

    物理地址=块号*页面大小+页内地址

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    例如:页面大小L 为1K字节(按字节寻址,页内偏移量占10位),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

    • 1、计算页号,页内地址
      页号=2500/1024=2;页内地址=2500%1024=452

    • 2、判断页号是否越界
      页号为2,没有越界,内存块号为8

    • 计算物理地址
      物理地址E=8*1024+452=8644

    显然,从物理地址取数据,需要进行两次访问内存:
    1、从内存中的页表,取出块号也页内地址计算出物理地址
    2、根据物理地址取出数据

    为了提高速率,引入快表

    快表
    快表,又称联想寄存器(TLB, translation lookaside buffer ),是一种访问速度比内存快很多的高速缓存,用来存放最近访问的页表项的副本,可以加速地址变换的速度。

    在这里插入图片描述

    • 在引入快表之前:

    1、计算出页号、页内地址
    2、检查页号合法性
    3、查页表,找到页面存放的内存块号
    4、根据内存块号与页内地址计算出物理地址
    5、访问目标内存单元

    需要进行两次访问内存

    • 在引入快表之后:

    1、算页号、页内偏移量
    2、检查页号合法性
    3、查快表。若命中,即可知道页面存放的内存块号,可直接进行5;若未命中则进行4
    4、查页表,找到页面存放的内存块号,并且将页表项复制到快表中
    5、根据内存块号与页内地址得到物理地址
    6、访问目标内存单元

    若快表命中,只需要一次访问内存;若快表未命中,需要两次访问内存。

    两级和多级页表

    单级页表存在的问题:
    1、页表是连续存放的,页表过大,需要很大连续空间
    2、在一段时间内,并非所有页面都会用到,没有必要将整个页表常驻内存中。

    为了解决第一个问题,可以将页表进行分页,使每个页面大小与内存物理块的大小相同,并对它们进行编号,然后离散的将各个页面存放在不同的物理块中,同样,为离散的页表再建立一张页表,在每个页表项中记录页表页面的物理块号,称为外层页表。

    在这里插入图片描述
    基本过程:
    1、按照地址结构将逻辑地址拆分成三部分
    2、在地址交换机构中,有存放外层页表的始址外层页表寄存器,根据外层页号查外层页表,找到下一级页表在内存中的存放位置
    3、根据外层页内地址查页表,找到最终的内存块号
    4、结合页内偏移量得到物理地址

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  • 基本分页存储管理方式 离散分配内存: 作业规定大小划分成小份;内存也按同样大小划分成小份 作业的任一小份可分散放入内存任意未使用的小份 分页方式,内存的使用率高,浪费少。但不是绝对没有碎片(进程的最后一...

    基本分页存储管理方式
    离散分配内存:
    作业规定大小划分成小份;内存也按同样大小划分成小份
    作业的任一小份可分散放入内存任意未使用的小份
    分页方式下,内存的使用率高,浪费少。但不是绝对没有碎片(进程的最后一页不总是能占满一个物理块)
    1)页面的概念
    内存划分成多个小单元,每个单元K大小,称(物理)块。作业也按K单位大小划分成片,称为页面。
    ① 物理划分块的大小 = 逻辑划分的页的大小
    ②页面大小要适中。
    太大,(最后一页)内碎片增大,类似连续分配的问题。
    太小的话,页面碎片总空间虽然小,提高了利用率,但每个进程的页面数量较多,页表过长,反而又增加了空间使用。
    2)页表的概念
    为了找到被离散分配到内存中的作业,记录每个作业各页映射到哪个物理块,形成的页面映射表,简称页表。
    每个作业有自己的页表
    页表的作用:
    页号到物理块号的地址映射
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    规律
    作业相对地址在分页下不同位置的数有一定的意义结构:
    页号+页内地址(即页内偏移)
    关键的计算是:根据系统页面大小找到不同意义二进制位的分界线。
    从地址中分析出页号后,地址映射只需要把页号改为对应物理块号,偏移不变,即可找到内存中实际位置。
    页面大小决定偏移量(页内地址)的位数 n;
    作业大小页面数量
    页表长度 a
    页号的位数 m(或总位数-页内位数)
    内存容量决定块数,块数决定编址位数,即页表项位数 b。
    4)地址变换机构
    前面讲解了地址变换的原理,那么谁具体实现地址映射?——地址变换机构。
    围绕页表进行工作,那么页表数据放在哪?
    寄存器。一个进程有n个页,页表就需要记录n项数据,需要n个寄存器。不现实。
    内存。只设置一个页表寄存器PTR(page table register)记录页表在内存中的首地址和页表长度,运行时快速定位页表。
    地址变换过程
    分页系统中,进程创建,放入内存,构建页表,在PCB中记录页表存放在内存的首地址及页表长度。
    运行某进程A时,将A进程PCB中的页表信息写入PTR中;
    每执行一条指令时,根据分页计算原理,得到指令页号X和内部偏移量Y;
    CPU高速访问PTR找到页表在哪里;
    为防止错误检索,增加预先的判断:
    计算得到的页号是否大于页表长度(即页表项数)
    一个5页的进程,页面编号0-4,若地址计算出的页号不在该范围,一定产生了越界错误。
    查页表数据,得到X实际对应存放的物理块,完成地址映射计算,最终在内存找到该指令。
    在这里插入图片描述
    CPU操作一条指令需访问内存两次:
    (1)访问内存中的页表(以计算指令所在的实际物理地址)
    (2)访问指令内存地址
    5)引入快表——针对访问速度问题
    引入快表后的内存访问时间如何?
    快表的寄存器单元数量是有限的,不能装下一个进程的所有页表项。虽不能完全避免两次访问内存,但如果命中率a高还是能大幅度提高速度。
    设一次查找访问快表时间为t’ ,则
    EAT= at’ + (1-a)(t’+t) + t
    = 2t +t’ -t
    a
    在这里插入图片描述
    6)两级、多级页表,反置页表——针对大页表占用内存问题
    ①两级页表
    将页表分页,并离散地将页表的各个页面分别存放在不同的物理块中
    为离散分配的页表再建立一张页表,称为“外层页表”,其每个表项记录了页表页面所在的物理块号。
    ②多级页表
    64位操作系统下,两级仍然不足以解决页表过大问题时,可按同样道理继续分页下去形成多级页表。
    ③反置页表
    每个进程一张页表

    一张OS 反置页表 + 每进程一张外部页表
    反置页表(Inverted Page Tale):站在物理块的角度,记录占用它的已调入内存的进程标识和页号。系统中只需一张该表即可。一个64MB内存,若页面大小4KB(64M/4K=2^16=16K个物理块),反置页表占用64KB(16K*4B)
    进程外部页表(External Page Table):每个进程一张,记录进程不在内存中的那些页面所在的外存物理位置。
    如何提高检索反置页表速度:内存容量大时,反置页表的页表项还是会很大,利用进程标识符和页号去检索一张大的线性表很费时,可利用hash算法提高检索速度。
    基本分段存储管理方式
    从提高内存利用率角度;
    固定分区  动态分区 分页
    从满足并方便用户(程序员)和使用上的要求角度:
    分段存储管理:作业分成若干段,各段可离散放入内存,段内仍连续存放。
    方便编程:如汇编中通过段:偏移确定数据位置
    信息共享:同地位的数据放在一块方便进行共享设置
    信息保护
    动态增长:动态增长的数据段事先固定内存不方便
    动态链接:往往也是以逻辑的段为单位更方便
    1)分段系统的基本原理
    程序通过分段(segmentation)划分为多个模块,每个段定义一组逻辑信息。如代码段(主程序段main,子程序段X)、数据段D、栈段S等。
    谁决定一个程序分几段,每段多大?
    编译程序(基于源代码)
    段的特点
    每段有自己的名字(一般用段号做名),都从0编址,可分别编写和编译。装入内存时,每段赋予各段一个段号。
    每段占据一块连续的内存。(即有离散的分段,又有连续的内存使用)
    各段大小不等。
    2)段表与地址变换机构
    段是连续存放在内存中。段表中针对每个“段编号”记录:“内存首地址”和“段长”
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    3)分页和分段的主要区别
    需求:分页是出于系统管理的需要,是一种信息的物理划分单位,分段是出于用户应用的需要,是一种逻辑单位,通常包含一组意义相对完整的信息。
    一条指令或一个操作数可能会跨越两个页的分界处,而不会跨越两个段的分界处。
    大小:页大小是系统固定的,而段大小则通常不固定。分段没有内碎片,但连续存放段产生外碎片,可以通过内存紧缩来消除。相对而言分页空间利用率高。
    逻辑地址:
    分页是一维的,各个模块在链接时必须组织成同一个地址空间;
    分段是二维的,各个模块在链接时可以每个段组织成一个地址空间。
    其他:通常段比页大,因而段表比页表短,可以缩短查找时间,提高访问速度。分段模式下,还可针对不同类型采取不同的保护;按段为单位来进行共享
    段页式存储管理方式
    ① 基本原理
    将用户程序分成若干段,并为每个段赋予一个段名。
    把每个段分成若干页
    地址结构包括段号、段内页号和页内地址三部分
    ②地址变换过程
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  •  (分页存储管理方式、分段存储管理方式)   连续分配方式:一个进程连续的装进内存一个大小合适的区。 如果允许一个进程直接分散装入多个不相邻分区中,则无需“紧凑” 产生存储管理的离散分配方式。   ...
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  • 前景回顾前面我们讲解了操作系统段式存储管理的主要内容。 32位,在保护方式,其能够访问的线性地址空间可达4GB,而且允许几乎不受存储空间限制的虚拟存储器程序。虚拟存储器地址空间能够可达64TB。它还提供了复杂...
  • 式存储管理

    2020-11-05 19:55:00
    式存储管理为操作系统中的内容,但是在计算机组成原理中的虚拟存储器部分也用到了这一方式。 分区式存储管理最大的缺点是碎片问题严重,内存利用率低。究其原因,主要在于连续分配的限制,即它要求每个作用在内存...
  • 今天继续学习保护模式下分页机制。本篇文章先介绍段页内存管理的基本概念。 1、回顾 分段机制我们已经再熟悉不过了,前面我们学习过的所有内容都是在分段的机制工作的。 对于一个多任务系统。如果任务比...
  • 覆盖与交换技术是在多道程序环境用来扩充内存的两种方法。 内存覆盖 早期的计算机系统中,主存容量很小,虽然主存中仅存放一道用户程序,但是存储空间放不下用户进程的现象也经常发生,这一矛盾可以用覆盖技术来...
  • 操作系统中的存储管理

    千次阅读 2019-06-08 14:03:02
    存储模型1 地址重定位2 物理内存管理 1 地址重定位 地址重定位是在存储模型中非常重要的概念,也叫做地址转换、地址映射地址翻译。在讲解地址重定位之前,需要知道以下知识: 程序装载到内存才可以运行,通常...
  • Linux虚拟地址映射

    2017-06-04 18:15:02
    3、Linux的两种映射:实模式下地址映射、保护模式下地址映射(内存的分段式映射、内存的分页式映射) 4、平时定义的变量,打印变量的地址是逻辑地址 5、cpu的位数是指cpu的计算能力,即一次性能计算的最长...
  • 日期 内核版本 架构 ...1 前景回顾前面我们讲解了操作系统段式存储管理的主要内容. 32位,在保护方式,其能够访问的线性地址空间可达4GB,而且允许几乎不受存储空间限制的虚拟存储器程序。虚拟存
  • 现在假设有这么一段代码:   void main() { int a = 100; ...如果编译执行,先打印地址,...在英特尔的X86体系,从他的发展可以看出他是从实模式向保护模式发展的,内存管理是从分段是管理分页式管理的。既然是一
  • 虚拟地址与物理地址怎么映射

    千次阅读 2017-06-19 09:54:05
    今天学习啦小编与大家分享虚拟地址与物理地址映射的具体操作步骤,有需要的朋友不妨了解。  虚拟地址与物理地址映射过程  这里只谈分页管理的机制,也是目前最重要的内存管理机制。  最初的设计想法:  ...
  • 北京航空航天大学计算机学院-2020春操作系统课程,2020-03-23课堂小测,内容为存储管理之页目录自映射专题。 题目作者为北航计算机学院操作系统课程组,客观题答案由课程组给出,解析及主观题答案均为博主原创,...

空空如也

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分页式存储管理模式下的地址映射