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  • 操作系统 模拟分页式存储管理中硬件的地址转换和产生缺页中断c++
  • 模拟分页式存储管理中硬件的地址转换和产生缺页中断。
  • 模拟分页式存储管理中硬件的地址转换和产生缺页中断.------很好用的程序和源代码
  • 分页式虚拟存储系统是把作业信息的副本存放在磁盘上,当作业被选中时,可把作业的开始几页先装入主存且启动执行。该程序是模拟存储管理的地址转换代码
  • 操作系统——页面置换 模拟分页式存储管理中硬件的地址转换和产生缺页中断
  • 4、扩充页表,变成请求式的二维页表(增加存在位等)完成地址转换。 5、输入分配给本作业块数,模拟作业执行逻辑地址转换成页面调度次序; 6、分别采用OPT、FIFO、LRU置换算法,利用堆栈结构完成页面置换;记录...
  • 实验五:模拟分页式存储管理中硬件的地址转换和产生缺页中断,然后分别用LRU、FIFO、改进型的CLOCK算法实现分页管理的缺页中断。要求:显示每个页面在内存中的绝对地址,页表信息、列出缺页情况等。# 实验五:模拟...

    实验五:模拟分页式存储管理中硬件的地址转换和产生缺页中断,然后分别用LRU、FIFO、改进型的CLOCK算法实现分页管理的缺页中断。

    要求:显示每个页面在内存中的绝对地址,页表信息、列出缺页情况等。

    # 实验五:模拟分页式存储管理中硬件的地址转换和产生缺页中断,然后分别用
    # LRU、FIFO、改进型的CLOCK算法实现分页管理的缺页中断。
    # 要求:显示每个页面在内存中的绝对地址,页表信息、列出缺页情况等。
    import random
    import copy
    PAGE_MEMORY = 4
    INTERVAL = 1
    
    def time_up(page_list):
        for p in page_list:
            p['time'] += INTERVAL
    
    def print_list(page_list):
        page_num = []
        for p in page_list:
            page_num.append(int(p['No']))
        print('序列为:',end = '')
        print(page_num)
    
    #################### FIFO置换算法 #############################
    
    def FIFO(pages_):
        pages = copy.deepcopy(pages_)
        print('')
        print('页面请求序列为 8 9 10 7 0 1 2 0 3 0 4 2 3 0 3 2 1 2 0 1 7 0 1')
        print('############ FIFO ################')
        page_list = []
        for p in pages:
            page_list_data = []
            if len(page_list) < PAGE_MEMORY:
                page_list.append(p)
            else:
                #s = [page_['No'] for page_ in page_list]
                for page_ in page_list:
                    page_list_data.append(page_['No'])
    
                if p['No'] in page_list_data:
                    print('----Remind-----: 新页表%d已经在队列中,绝对地址为%d'%(p['No'],1024 * page_list_data.index(p['No'])))
                else:
                    print('----Remind-----: 新页面%d将替换旧页面%d'%(p['No'],page_list[0]['No']))
                    page_list.remove(page_list[0])
                    page_list.append(p)
        #print("目前的队列为[{0[0]},{0[1]},{0[2]}]".format(page_list))
            print_list( page_list)
    
    #################### LRU置换算法 #############################
    
    def LRU(page_):
        print('')
        print('页面请求序列为 8 9 10 7 0 1 2 0 3 0 4 2 3 0 3 2 1 2 0 1 7 0 1')
        print('############ LRU ################')
        pages = copy.deepcopy(page_)
        page_list = []
        for p in pages:
            page_list_data = []
            if len(page_list) < PAGE_MEMORY:
                page_list.append(p)
            else:
                for page_ in page_list:
                    page_list_data.append(page_['No'])
                time_up(page_list)
                if p['No'] in page_list_data:
                    page_list[page_list_data.index(p['No'])]['time'] = 0
                    print('----Remind-----: 页表%d已经在队列中,绝对地址为%d' % (p['No'],1024 * page_list_data.index(p['No'])))
                else:
                    tran = max(page_list, key=lambda t: t['time'])            #原本是应该位置上的元素替换,但是需要占位,于是直接采取了append的方法
                    page_list.remove(tran)
                    page_list.append(p)
                    print('----Remind-----: 新页表%d将替换%d' % (p['No'], tran['No']))
            print_list(page_list)
    
    ####################改进型Clock置换算法#############################
    
    def obsolete_page(page_list):
        while True:
            for page in page_list:
                if page['visited'] == False and page['modified'] == False:
                    return page
            for page_ in page_list:
                if page_['visited'] == False and page_['modified'] == True:
                    return page_
            for _page in page_list:
                _page['visited'] = False
    
    def getIndex(p, page_list):
        i = 0
        for pages_ in page_list:
            if p['No'] == pages_['No']:
                return i
            i += 1
        return 0
    
    def Improved_Clock(pages_):
        pages = copy.deepcopy(pages_)
        print('')
        print('页面请求序列为 8 9 10 7 0 1 2 0 3 0 4 2 3 0 3 2 1 2 0 1 7 0 1')
        print('############ Improved_Clock ################')
        page_list = []
        for p in pages:
            page_list_data = []
            if len(page_list) < PAGE_MEMORY:
                page_list.append(p)
            else:
                for page_ in page_list:
                    page_list_data.append(page_['No'])
                if p['No'] not in page_list_data:
                    _page = obsolete_page(page_list)
                    print('----Remind-----: 新页表%d将会替换页表%d' %(_page['No'], p['No']))
                    page_list.remove(_page)
                    page_list.append(p)
                else:
                    print('----Remind-----: 页表%d已存在,绝对地址为%d'%(page_list[getIndex(p,page_list)]['No'],1024*getIndex(p, page_list)))
                    page_list[getIndex(p,page_list)]['visited'] = True
            print_list(page_list)
    
    def init(pages):
        for p in pages:
            p['time'] = 0
            p['visited'] = False
            a = random.random()
            if a<0.5:
                p['modified'] = False
            else:
                p['modified'] = True            #被访问过
    
    if __name__ == '__main__':
        pages = [
            {'No': 8},{'No': 9},{'No': 10},{'No': 7},{'No': 0},{'No': 1},{'No': 2},
            {'No': 0},{'No': 3},{'No': 0},{'No': 4},{'No': 2},{'No': 3},{'No': 0},
            {'No': 3},{'No': 2},{'No': 1},{'No': 2},{'No': 0},{'No': 1},{'No': 7},
            {'No': 0},{'No': 1}
        ]
    
        init(pages)
    
        FIFO(pages)
    
        LRU(pages)
    
        Improved_Clock(pages)


    展开全文
  • 第一题:模拟分页式存储管理中硬件的地址转换和产生缺页中断。 第二题:用先进先出(FIFO)页面调度算法处理缺页中断。
  • 4、扩充页表,变成请求式的二维页表(增加存在位等)完成地址转换。 5、输入分配给本作业块数,模拟作业执行逻辑地址转换成页面调度次序; 6、分别采用OPT、FIFO、LRU置换算法,利用堆栈结构完成页面置换;记录...
  • 存储管理的主要功能包括分配和回收主存空间、提高主存利用率、扩充主存、对主存信息实现有效保护。一. 基本概念1、存储器结构存储器功能是保存数据,存储器发展方向是高速度、大容量和小体积。一般存储器...

    存储器管理的对象是主存储器(主存、内存)。存储器是计算机系统中的关键性资源,是存放各种信息的主要场所。如何对存储器实施有效的管理,不仅直接影响到存储器的利用率,而且还对系统性能有重大的影响。

    存储管理的主要功能包括分配和回收主存空间提高主存的利用率扩充主存对主存信息实现有效保护

    一. 基本概念

    1、存储器的结构

    存储器的功能是保存数据,存储器的发展方向是高速度、大容量和小体积。

    一般存储器的结构有“寄存器-主存-外存”结构和“寄存器-缓存-主存-外存”结构。存储组织的功能是在存储技术和CPU寻址技术许可的范围内组织合理的存储结构,使得各层次的存储器都处于均衡的繁忙状态。

    (1)虚拟地址:对程序员来说,数据的存放地址是由符号决定的,故称为符号名地址,或者名地址。它是从0号单元开始编址,并顺序分配所有的符号名所对应的地址单元。由于符号名地址不是主存中的真实地址,因此也称为相对地址、程序地址、逻辑地址或称虚拟地址。

    (2)地址空间:程序中由符号名组成的空间称为地址空间。源程序经过汇编或编译后形成二进制的目标程序。在目标程序中,程序指令和数据的位置按照字或字节单位根据它们的相对顺序来确定,称为相对地址。相对地址一般从0号地址开始依次编号。相对地址也称为逻辑地址或虚地址,把程序中由相对组成的空间叫做逻辑地址空间。相对地址空间通过地址再经过定位机构转换到绝对地址空间,绝对地址空间也叫做物理地址空间。

    2、地址重定位

    将逻辑地址转换成主存物理地址的过程称为地址重定位

    在可执行文件装入时,需要解决可执行文件中地址(指令和数据)与主存地址的对应关系,由操作系统中的装入程序和地址成定位机构来完成。地址重定位机构来完成。地址重定位分为静态地址重定位和动态地址重定位。

    静态地址重定位:静态地址重定位是指在程序装入主存时已经完成了逻辑地址到物理地址的变换,在程序执行期间不会再发生变化。静态地址重定位的优点是无须硬件地址变换机构的支持,它只要求程序本身是可重定位的,只对那些要修改的地址部分具有某种标识,由专门设计的程序来完成。在早期的操作系统中,多数都采用这种方法。

    静态重定位的缺点是必须给作业分配一个连续的存储区域,在作业的执行期间不能扩充存储空间,也不能在主存中移动,多个作业难以共享主存中的同一程序副本和数据。

    动态地址重定位:动态地址重定位是指在程序运行期间完成逻辑地址到物理地址的变换。其实现机制要依赖硬件地址变换机构,如基地址寄存器(BR)。动态地址重定位的优点是在程序执行期间可以换入和换出主存;程序可以在主存中移动,把主存中的碎片集中起来,可以充分利用空间;不必给程序分配连续的主存空间,可以较好地利用较小的主存块,可以实现共享。

    二. 存储管理方案

    存储管理的主要目的是解决多个用户使用主存地问题,主要包括分区存储管理分页存储管理分段存储器管理段页式存储管理以及虚拟存储管理

    分区存储管理是早期的存储管理方案,其基本思想是把主存的用户区划分成若干个区域,每个区域分配给一个用户作业使用,并限定它们只能在自己的区域中运行,这种主存分配方案就是分区存储管理方式。按分区的划分方式不同,可分为固定分区、可变分区和可重定向分区。

    (1)固定分区:固定分区是一种静态分区方式,在系统生成时已将主存划分为若干个分区,每个分区的大小可以不相等。操作系统通过主存分配情况表管理主存。这种方法的突出问题是已分配区中存在未用空间,原因是程序或作业的大小不可能刚好等于分区的大小,故造成了空间的浪费。通常将已分配分区内未使用空间叫做零头或内碎片。

    (2)可变分区:可变分区是一种动态分区方式,存储空间的划分是在作业装入是进行的,故分区的个数可变,分区的大小刚好等于作业的大小。可变分区分配需要两种管理表格:已分配表,记录已分配分区的情况;未分配表,记录未分配区的情况。请求和释放分区的主要由如下4种算法:

    最佳适应算法:假设系统中有n个空白区(空闲区或自由区),每当用户申请一个空间时,将从这n个空白区中找到一个最接近用户需求的分区。这种算法能保留较大的空白区,但缺点是查找合适空白区的代价大,且空白区不可能刚好等于用户要求的区,所以必然要将一个分区一分为二,随着系统不断地分配和释放空间,可能会产生无法再继续分配的小分区(碎片)。

    最差适应算法:系统总是将用户作业装入最大的空白分区。这种算法将一个最大的分区一分为二,所以剩下的空白区通常也大,不容易产生碎片。

    首次适应算法:每当用户作业申请一个空间时,系统总是从主存的低地址开始选择一个能装入作业的空白区。当用户释放空间时,此算法更容易实现相邻的空白区合并。

    循环首次适应算法:与首次适应算法的不同之处是,每次分配都是从刚分配的空白区开始寻找一个能满足用户要求的空白区。

    引入可变分区后虽然主存分配更灵活也提高了主存利用率,但是由于系统在不断地分配和回收中,必定会出现一些不连续的小的空闲区,尽管这些小的空闲区的总和超过某一个作业要求的空间,但是由于不连续而无法分配。产生了未分配区的无用空间,通常称之为碎片。解决碎片的方法是拼接(或称紧凑),即向一个方向(例如向低地址端)移动已分配的作业,使那些零散的小空闲区连成一片。

    分区存储管理

    例:某计算机系统的内存大小为128K,采用可变分区的分配方式进行内存分配,当前系统的内存使用情况如下图所示,现有作业4想要申请9K的内存,不同的存储分配算法各自是怎么样分配的呢?

    2ac1c77d2052066a5cf83afc613f74ec.png

    (3)可重定位分区:可重定位分区时解决碎片问题简单而又行之有效的方法。其基本思想是:移动所有已分配好的分区,使之成为连续区域。如同队列有一个队员出列,指挥员叫大家“靠拢”一样。分区“靠拢”的时机是用户请求空间得不到满足时或某个作业执行完毕时。由于靠拢是需要代价的,所以通常是在用户请求空间得不到满足时进行。需要注意的是,当进行分区“靠拢”时会导致地址发生变化,所以有地址重定位问题。

    分区保护的目的是防止未经核准的用户访问分区,常用如下两种方式:

    (1)上界/下界寄存器保护:上界寄存器中存放的是作业的装入地址,下界寄存器装入的是作业的结束地址,形成的物理地址必须满足如下条件:

    上界寄存器≦物理地址≦下界寄存器

    (2)基址/限长寄存器保护:基址寄存器中存放的是作业的装入地址,限长寄存器装入的是作业的长度,形成的物理地址必须满足如下条件:

    基址寄存器≦物理地址

    三. 分页存储管理

    尽管分区管理方案是解决多道程序共享主存的可行方案,但是此方案的主要问题是用户程序必须装入连续的地址空间中,若没有满足用户要求的连续空间时,则需要进行分区靠拢操作,这就要耗费系统时间。为此引入了分页存储管理方案。

    1、分页存储管理

    (1)分页管理

    将一个进程的地址空间划分成为若干个大小相等的区域,称为页。相应的,将主存空间划分成与页相同大小的若干个物理块,称为块或页框。为进程分配主存时,可将进程中若干页分别装入多个不相邻接的块中。

    (2)地址结构

    分页系统的地址结构由两部分组成:前一部分为页号P;后一部分为偏移量W,即页内地址。下图中的地址长度为32位,其中0~11位为页内地址(每页大小为4KB),12~31位为页号,所以允许的地址空间大小最多为1MB个页。

    fa194561c2ce4ff97b6e6e8e28d5d8cc.png

    (3)页表

    将进程的每一页离散地分配到内存的多个物理块中后,系统应保证能在内存中找到每个页面所对应的物理块。为此,系统为每个进程建立了一张页面映射表,简称页表。如图所示,每个页在页表中占一个表项,记录程序中的某页在内存中对应的物理块号。进程在执行时,系统通过查找页表,就可以找到每页所对应的物理块号,实现页号到物理块号的地址映射。

    68f377740077b52c765c198d9160c9ef.png

    (4)地址变换机构

    地址变换机构的基本任务是利用页表把用户程序中的逻辑地址变换成内存中的物理地址,即将用户程序中的页号变换成内存中的物理块号。页表寄存器用来存放页表的起始地址和页表的长度。在进程未执行时,每个进程对应的页表的起始地址的长度存放在进程的PCB中,当此进程被调度时,就将它们装入页表寄存器。进行地址变换时,系统将页号与页表长度进行比较,如果页号大于等于页表寄存器中的页表长度L(页号从0开始),则产生越界中断。如未出现越界,则根据页表寄存器中的页表的起始地址的页号计算出此页在表项中的位置,得到此页的物理块号,将此物理块号装入物理地址寄存器中。于此同时,将有效地址(逻辑地址)寄存器中页内地址直接装入物理地址寄存器的块内地址字段中,完成从逻辑地址到物理地址的变换。

    1. 页式存储管理

    高级程序语言使用逻辑地址,而运行状态和内存中使用物理地址。

    优点:内存利用率高,碎片小,分配及管理简单。

    缺点:增加了系统开销,可能产生抖动现象。

    逻辑地址=页号+页内地址 物理地址=物理块号+页内地址

    f03dd2e859c9d02616dc1cae7ab4d6ce.png

    物理块号

    1ad1ab65b9359e714d2cbfe9a18772fd.png

    物理地址

    展开全文
  • 分页式存储管理允许把进程分配到不相邻分区。首先将进程逻辑地址空间划分为大小相等块,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块,每个块...

    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

    展开全文
  • 实验二 虚拟存储器 一. 实验内容 模拟分页式虚拟存储管理中硬件的地址转换和缺页...第—题:模拟分页式存储管理中硬件的地址转换和产生缺页中断。 第二题:用先进先出(FIFO) 运行环境:Microsoft Visual Studio 2005
  • 1.模拟分页式存储管理中硬件的地址转换和产生缺页中断。 2.用先进先出(FIFO)页面调度算法处理缺页中断。
  • 请求页式存储管理1、定义:请求页式存储管理...2、特点:请求页式存储管理与分页式存储管理在内存分配与回收、存储保护等方面都很相似,不同是“请求页式存储管理”在地址重定位时,可能会出现所需页面不在内...

    请求页式存储管理

    1、定义:

    请求页式存储管理是在分页存储管理的基础上发展的,基本结构和页式存储管理相同。不同的是在一个作业运行时,不要求把作业的全部信息装入内存,而只装入目前运行所需要的几页。其余都保存在外存中,等需要时再请求系统调入。

    2、特点:

    请求页式存储管理与分页式存储管理在内存的分配与回收、存储保护等方面都很相似,不同的是“请求页式存储管理”在地址重定位时,可能会出现所需的页面不在内存的情况。

    3、面临问题:

    1、如果请求的页面可能不存在内存中,那么如何发现并处理缺页情况?2、当需要从外存中把某个页面调入到内存,但是此时内存中没有空闲块应该怎么办?

    4、表项扩充:

    对于问题1的解决方式:对分页式存储管理的页表的表项进行扩充。

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    状态位

    表示当前页是否在内存中

    修改位

    标志当前页在内存是否被修改过

    引用位

    反映当前页最近的使用情况,辅助操作系统对置换出内存的页面进行选择

    外存地址

    表示当前页在外存中的地址

    5、重定位过程:

    1、按照分页式存储管理,程序的逻辑地址首先会被硬件解释成(p,w)两部分2、根据页号查页表:    2.1、状态位为1:存在页面,那么查找对应的块号;    2.2、状态位为0:页面不存在,那么引起缺页中断,并由系统将该页从外存读入,并将状态位改为1和填入实际内存块号到页表。3、根据块号页内位移转换成物理地址,完成程序指令

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    6、例子:

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    执行到块号4对应的指令Mov R1,[2500],那么就会得到页号p=2;但是在页表中2页号是缺页(状态位为0)。此时发生缺页中断(操作系统通过软件中断处理):1、如果该作业没占满所分得的内存块,直接从外存将页面调入内存,并修改页表相应字段,完成中断并返回指令被中止处,然后继续执行。2、如果作业占用所有的内存块,那么就会触发页面置换了。
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空空如也

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分页式存储管理中的地址转换