㈠ 頁式虛擬存儲器的地址是32位,頁號佔20位,虛頁有
32的邏輯地址，分成兩部分。前部分是代表虛擬的頁號，後部分代表的是虛擬頁偏移量，如果頁面是4KB的話，那麼這個後部分虛擬頁偏移量佔了12位，那麼前面就是32-12=20位。這20位就是頁表中所有的頁表項的和。就是2的20次方，也就是1M個頁表項，如果每個頁表項佔4B的話。那麼這個頁表就佔了4MB的空間。一般都會有兩級甚至更多的。用來減少頁表占的空間。。。。。
㈡ 虛擬內存的調度介紹
1、頁式虛存地址映射頁式虛擬存儲系統中，虛地址空間被分成等長大小的頁，稱為邏輯頁；主存空間也被分成同樣大小的頁，稱為物理頁。相應地，虛地址分為兩個欄位：高欄位為邏輯頁號，低欄位為頁內地址（偏移量）；實存地址也分兩個欄位：高欄位為物理頁號，低欄位為頁內地址。通過頁表可以把虛地址（邏輯地址）轉換成物理地址。
在大多數系統中，每個進程對應一個頁表。頁表中對應每一個虛存頁面有一個表項，表項的內容包含該虛存頁面所在的主存頁面的地址（物理頁號），以及指示該邏輯頁是否已調入主存的有效位。地址變換時，用邏輯頁號作為頁表內的偏移地址索引頁表（將虛頁號看作頁表數組下標）並找到相應物理頁號，用物理頁號作為實存地址的高欄位，再與虛地址的頁內偏移量拼接，就構成完整的物理地址。現代的中央處理機通常有專門的硬體支持地址變換。
2、轉換後援緩沖器由於頁表通常在主存中，因而即使邏輯頁已經在主存中，也至少要訪問兩次物理存儲器才能實現一次訪存，這將使虛擬存儲器的存取時間加倍。為了避免對主存訪問次數的增多，可以對頁表本身實行二級緩存，把頁表中的最活躍的部分存放在高速存儲器中，組成快表。這個專用於頁表緩存的高速存儲部件通常稱為轉換後援緩沖器(TLB)。保存在主存中的完整頁表則稱為慢表。
3、內頁表是虛地址到主存物理地址的變換表，通常稱為內頁表。與內頁表對應的還有外頁表，用於虛地址與輔存地址之間的變換。當主存缺頁時，調頁操作首先要定位輔存，而外頁表的結構與輔存的定址機制密切相關。例如對磁碟而言，輔存地址包括磁碟機號、磁頭號、磁軌號和扇區號等。 段是按照程序的自然分界劃分的長度可以動態改變的區域。通常，程序員把子程序、操作數和常數等不同類型的數據劃分到不同的段中，並且每個程序可以有多個相同類型的段。在段式虛擬存儲系統中，虛地址由段號和段內地址（偏移量）組成。虛地址到實主存地址的變換通過段表實現。每個程序設置一個段表，段表的每一個表項對應一個段。每個表項至少包含下面三個欄位：
(1)有效位：指明該段是否已經調入實存。
(2)段起址：指明在該段已經調入實存的情況下，該段在實存中的首地址。
(3)段長：記錄該段的實際長度。設置段長欄位的目的是為了保證訪問某段的地址空間時，段內地址不會超出該段長度導致地址越界而破壞其他段。段表本身也是一個段，可以存在輔存中，但一般駐留在主存中。
段式虛擬存儲器有許多優點：
①段的邏輯獨立性使其易於編譯、管理、修改和保護，也便於多道程序共享。②段長可以根據需要動態改變，允許自由調度，以便有效利用主存空間。段式虛擬存儲器也有一些缺點：
①因為段的長度不固定，主存空間分配比較麻煩。②容易在段間留下許多外碎片，造成存儲空間利用率降低。
③由於段長不一定是2的整數次冪，因而不能簡單地像分頁方式那樣用虛地址和實地址的最低若干二進制位作為段內偏移量，並與段號進行直接拼接，必須用加法操作通過段起址與段內偏移量的求和運算求得物理地址。因此，段式存儲管理比頁式存儲管理方式需要更多的硬體支持。 段頁式虛擬存儲器是段式虛擬存儲器和頁式虛擬存儲器的結合。實存被等分成頁。每個程序則先按邏輯結構分段，每段再按照實存的頁大小分頁，程序按頁進行調入和調出操作，但可按段進行編程、保護和共享。它把程序按邏輯單位分段以後，再把每段分成固定大小的頁。程序對主存的調入調出是按頁面進行的，但它又可以按段實現共享和保護，兼備頁式和段式的優點。缺點是在映象過程中需要多次查表。在段頁式虛擬存儲系統中，每道程序是通過一個段表和一組頁表來進行定位的。段表中的每個表目對應一個段，每個表目有一個指向該段的頁表起始地址及該段的控制保護信息。由頁表指明該段各頁在主存中的位置以及是否已裝入、已修改等狀態信息。如果有多個用戶在機器上運行，多道程序的每一道需要一個基號,由它指明該道程序的段表起始地址。虛擬地址格式如下： 基號 段號 頁號 頁內地址
㈢ 虛擬存儲器採用的頁面調度演算法是「先進先出」（FIFO）演算法嗎
虛擬存儲器採用的頁面調度演算法是「先進先出」（FIFO）演算法嗎。常見的替換演算法有4種。
①隨機演算法：用軟體或硬體隨機數產生器確定替換的頁面。
②先進先出：先調入主存的頁面先替換。
③近期最少使用演算法（LRU，Least Recently Used）：替換最長時間不用的頁面。
④最優演算法：替換最長時間以後才使用的頁面。這是理想化的演算法，只能作為衡量其他各種演算法優劣的標准。
虛擬存儲器的效率是系統性能評價的重要內容，它與主存容量、頁面大小、命中率，程序局部性和替換演算法等因素有關。
(3)虛擬存儲器頁內偏移擴展閱讀
虛擬存儲器地址變換基本上有3種形虛擬存儲器工作過程式：全聯想變換、直接變換和組聯想變換。任何邏輯空間頁面能夠變換到物理空間任何頁面位置的方式稱為全聯想變換。每個邏輯空間頁面只能變換到物理空間一個特定頁面的方式稱為直接變換。
組聯想變換是指各組之間是直接變換，而組內各頁間則是全聯想變換。替換規則用來確定替換主存中哪一部分，以便騰空部分主存，存放來自輔存要調入的那部分內容。
在段式虛擬存儲系統中，虛擬地址由段號和段內地址組成，虛擬地址到實存地址的變換通過段表來實現。每個程序設置一個段表，段表的每一個表項對應一個段，每個表項至少包括三個欄位：有效位(指明該段是否已經調入主存)、段起址(該段在實存中的首地址)和段長(記錄該段的實際長度)。
㈣ Linux內存系統
維基網路——虛擬內存定義
All about Linux swap space
Linux將物理RAM （Random Access Memory） 劃分為稱為頁面的內存塊。交換是將一頁內存復制到硬碟上的預配置空間（稱為交換空間）以釋放改內存頁面上的過程。物理內存和交換空間的組合就是可用的虛擬內存量。
虛擬內存的那點事兒
進程是與其他進程共享CPU和內存資源的。為了有效的管理內存並減少出錯，現代操作系統提供了一種對主存的抽象概念，即：虛擬內存（ Virtual Memory ）。 虛擬內存為每個進程提供一個一致的，私有的地址空間，每個進程擁有一片連續完整的內存空間。
正如 維基網路 所說，虛擬內存不只是「使用硬碟空間來擴展內存」的技術。 虛擬內存的重要意義是它定義了一個連續的虛擬地址空間， 使得程序編寫難度降低。並且， 把內存擴展到硬碟空間只是使用虛擬內存的必然結果，虛擬內存空間會存在硬碟中，並且會被全部放入內存中緩沖（按需），有的操作系統還會在內存不夠的情況下，將一進程的內存全部放入硬碟空間中，並在切換到進程時再從硬碟讀取 （這也是Windows會經常假死的原因...）。
虛擬內存主要提供了如下三個重要的能力：
內存通常被組織為一個由M個連續的位元組大小的單元組成的數組。每個位元組都有一個唯一的物理地址 （Physical Address PA） ，作為到數組的索引。
CPU訪問內存最簡單直接的方法就是使用物理地址，這種定址方式稱為 物理定址 。
現代計算機使用的是一種被稱為虛擬定址 （Virtual Addressing） 的定址方式。 使用虛擬定址，CPU需要將虛擬地址翻譯成物理地址，這樣才能訪問到真實的物理內存。
虛擬定址需要硬體與操作系統之間相互合作。 CPU中含有一個被稱為內存管理單元 （Memory Management Unit，MMU） 的硬體，它的功能是將虛擬地址轉換稱為物理地址，MMU需要藉助存放在內存中的 頁表 來動態翻譯虛擬地址，該頁表由操作系統管理。
分頁表是一種數據結構，它用於計算機操作系統中虛擬內存系統，其存儲了虛擬地址到物理地址之間的映射。虛擬地址在訪問進程中是唯一的，而物理地址在硬體（比如內存）中是唯一的。
在操作系統中使用 虛擬內存 ，每個進程會認為使用一塊大的連續的內存，事實上，每個進程的內存散布在 物理內存 的不同區域。或者可能被調出到備份存儲中（一般是硬碟）。當一個進程請求自己的內存，操作系統負責把程序生成的虛擬地址，映射到實際存儲的物理內存上。操作系統在 分頁表 中存儲虛擬地址到物理地址的映射。每個映射被稱為 分頁表項（page table entry ,PTE） 。
在一個簡單的地址空間方案中，由虛擬地址定址的頁與物理內存中的幀之間的關系。物理內存可以包含屬於許多進程的頁。如果不經常使用，或者物理內存已滿，可以將頁面分頁到磁碟。在上圖中，並非所有頁面都在物理內存中。
虛擬地址到物理地址的轉換（即虛擬內存的管理）、內存保護、CPU高速緩存的控制。
現代的內存管理單元是以 頁 的方式，分割虛擬地址空間（處理器使用的地址范圍）的；頁的大小是2的n次方，通常為幾KB（位元組）。地址尾部的n位（頁大小的2的次方數）作為頁內的偏移量保持不變。其餘的地址位（address）為（虛擬）頁號。
內存管理單元通常藉助一種叫做轉譯旁觀緩沖器（Translation Lookaside Buffer，TLB）和相聯高速緩存來將虛擬頁號轉換為物理頁號。當後備緩沖器中沒有轉換記錄時，則使用一種較慢的機制，其中包括專用硬體的數據結構或軟體輔助手段。這個數據結構稱為 分頁表 ，頁表中的數據叫做 分頁表項 （page table entry PTE）。物理頁號結合頁偏移量便提供了完整的物理地址。
頁表 或 轉換後備緩沖器數據項應該包括的信息有：
有時候，TLB和PTE會 禁止對虛擬頁訪問 ，這可能是因為沒有RAM與虛擬頁相關聯。如果是這種情況，MMU將向CPU發出頁錯誤的信號，操作系統將進行處理，也許會尋找RAM的空白幀，同時建立一個新的PTE將之映射到所請求的虛擬地址。如果沒有空閑的RAM，可能必須關閉一個已經存在的頁面，使用一些替換演算法，將之保存到磁碟中（這被稱為頁面調度）。
當需要將虛擬地址轉換為物理地址時，首先搜索TLB，如果找到匹配（TLB）命中，則返回物理地址並繼續存儲器訪問。然而，如果沒有匹配（稱為TLB未命中），則MMU或操作系統TLB未命中處理器通常會查找 頁表 中的地址映射以查看是否存在映射（頁面遍歷），如果存在，則將其寫回TLB（這必須完成，因為硬體通過虛擬存儲器系統中的TLB訪問存儲器），並且重啟錯誤指令（這也可以並行發生）。此後續轉換找到TLB命中，並且內存訪問將繼續。
虛擬地址到物理地址的轉換過程，如果虛擬內存不存在與TLB，轉換會被重置並通過分頁表和硬體尋找。
通常情況下，用於處理此中斷的程序是操作系統的一部分。如果操作系統判斷此次訪問有效，那麼 操作系統會嘗試將相關的分頁從硬碟上的虛擬內存文件調入內存。 而如果訪問是不被允許的，那麼操作系統通常會結束相關的進程。
雖然叫做「頁缺失」錯誤，但實際上這並不一定是一種錯誤。而且這一機制是利用虛擬內存來增加程序可用內存空間。
發生這種情況的可能性：
當原程序再次需要該頁內的數據時，如果這一頁確實沒有被分配出去，那麼系統只需要重新為該頁在MMU內注冊映射即可。
操作系統需要：
硬性頁缺失導致的性能損失是很大的。
另外，有些操作系統會將程序的一部分延遲到需要使用的時候再載入入內存執行，以此提升性能。這一特性也是通過捕獲硬性頁缺失達到的。
當硬性頁缺失過於頻繁發生時，稱發生 系統顛簸。
具體動作與所使用的操作系統有關，比如Windows會使用異常機制向程序報告，而類Unix系統則使用信號機制。
盡管在整個運行過程中，程序引用不同的頁面總數（也就是虛擬內存大小）可能超出了物理存儲器（DRAM）總大小，但是程序常常在較小的活動頁面上活動，這個集合叫做工作集或者常駐集。在工作集被緩存後，對它的反復調用會使程序命中提高，從而提高性能。
大部分的程序都可以在存儲器獲取數據和讀取中達到穩定的狀態，當程序達到穩定狀態時，存儲器的使用量通常都不會太大。虛擬內存雖然可以有效率控制存儲器的使用， 但是大量的頁缺失還是造成了系統遲緩的主要因素。 當工作集的大小超過物理存儲器大小，程序將會發生一種不幸的情況，這種情況稱為 「顛簸」 ，頁面將不停的寫入、釋放、讀取，由於大量的丟失（而非命中）而損失極大性能。用戶可以增加隨機存取存儲器的大小或是減少同時在系統里運行程序的數量來降低系統顛簸的記錄。
推薦閱讀：
操作系統--分頁(一)
操作系統實現（二）：分頁和物理內存管理
㈤ 操作系統虛擬地址變換物理地址的題，求解
065C / 1024（1K） = x （代表虛擬的頁號）x不來算了0 0
065C mod 1024 = y （頁內偏移量 ）
在 根據題目中 0-3 頁號 被分配到的對應物理塊號 （比如 若 x 為頁號0 對應物理塊號 5 ，那麼實際地址就是 4*1K+y ）
㈥ 內存管理
在一段時間內，程序的執行僅限於某個部分，相應地，它所訪問的存儲空間也局限於某個區域。
局部性原理的 分類 ：
將編譯後的目標模塊裝配成一個可執行程序。
可執行程序以 二進制可執行文件 的形式存儲在磁碟上。
鏈接程序的 任務 ：
程序的鏈接，可劃分為：
重定位 ：將邏輯地址（相對地址）轉換為物理地址（絕對地址）的過程。
物理地址 = 邏輯地址 + 程序在內存中的起始地址
程序的裝入，可劃分為：
任何時刻主存儲器 最多隻有一個作業 。
每個分區 大小固定不變 ：分區大小相等、分區大小不等。
每個分區可以且 僅可以裝入一個作業 。
使用 下限寄存器 和 上限寄存器 來保存當前作業的起始位置和結束位置。
使用 固定分區說明表 區分各分區的狀態。
分區 大小不是預先固定的 ，而是按作業（進程）的實際需求來劃分的。
分區 個數也不是預先固定的 ，而是由裝入的作業數決定的。
使用 空閑分區表 說明空閑分區的位置。
使用 空閑分區鏈 說明空閑分區的位置。
首次適應演算法的 過程 ：
外部碎片：空閑內存 沒有在 分配的 進程 中。
內部碎片：空閑內存 在 分配的 進程 中。
從 上次找到的 空閑分區的 下一個 空閑分區開始查找。
優點：空閑區分布均勻、查找開銷較小。
缺點：缺乏大空閑區。
最佳適應演算法的 過程 ：
優點：提高內存利用率。
注意點：每次在進行空閑區的修改前，需要先進行 分區大小遞增 的排序。
頁 ：將一個 進程 的 邏輯地址空間 分成若干個 大小相等 的 片 。
頁框 ：將 物理內存空間 分成與頁大小相同的若干個 存儲塊 。
分頁存儲 ：將進程的若干 頁 分別裝入多個 可以不相鄰 的 頁框 中。
頁內碎片 ：進程 最後一頁 一般裝不滿一個頁框，形成 頁內碎片 。
頁表 ：記錄描述頁的各種數據，實現從 頁號 到 頁框號 的映射。
注意： 頁內偏移量 的單位是 位元組 。
分頁地址變換指是： 邏輯地址 通過 地址變換機構 變換為 物理地址 。
分頁地址變換的 過程 ：
操作系統在修改或裝入頁表寄存器的值時，使用的是 特權級 指令。
頁大小：512B ~ 4KB，目前的計算機系統中，大多選擇 4KB 大小的頁。
頁大小的 選擇因素 ：
快表也稱為「轉換後援緩沖」，是為了提高CPU訪問速度而採用的專用緩存，用來存放 最近被訪問過的頁表項 。
英文縮寫：TLB。
組成： 鍵和值 。
在TLB中找到某一個頁號對應的頁表項的百分比稱為 TLB命中率 。
當 能 在TLB中找到所需要的頁表項時：
有效訪問時間 = 一次訪問TLB 的時間 + 一次訪問內存 的時間（訪問內存讀寫數據或指令）
當 不能 在TLB中找到所需要的頁表項時：
有效訪問時間 = 一次訪問TLB 的時間 + 兩次訪問內存 的時間（一次訪問內存頁表，一次訪問內存讀寫數據或指令）
將頁表再分頁，形成兩級或多級頁表，將頁表離散地存放在物理內存中。
在進程切換時，要運行的進程的頁目錄表歧視地址被寫入 頁表寄存器 。
在二級分頁系統中，為頁表再建立一個頁目錄表的目的是為了能在地址映射時得到頁表在物理內存中的地址，在頁目錄表的表項中存放了每一個 頁表 在物理內存中所在的 頁框號 。
虛擬存儲器 ：是指具有 請求調入功能 和 置換功能 ，能 從邏輯上對內存容量進行擴充 的一種存儲系統。
請求調入 ：就是說，先將進程一部分裝入內存，其餘的部分什麼時候需要，什麼時候請求系統裝入。
置換 ：如果請求調入時，沒有足夠的內存，則由操作系統選擇一部分內存中的進程內容移到外存，以騰出空間把當前需要裝入的內存調入。
為了實現請求分頁，需要：
保證進程正常運行的所需要的最小頁框數。
最小頁框數與進程的大小沒有關系，它與計算機的 硬體結構 有關，取決於 指令的格式、功能和定址方式 。
內存不夠時，從進程本身選擇淘汰頁，還是從系統中所有進程中選擇？：
採用什麼樣的演算法為不同進程分配頁框？：
常用的兩種 置換策略 ： 局部置換 和 全局置換 。
從分配給進程的頁框數量上看，常使用的兩種 分配策略 ： 固定分配 和 可變分配 。
用新調入的頁替換 最長時間沒有訪問 的頁面。
找到 未來最晚被訪問 的那個頁換出。
，P為缺頁率。
有效訪問時間與缺頁率成 正比 ，缺頁率越高，有效訪問時間越長，訪問效率越低。
工作集 ：某段時間間隔里，進程實際要訪問的頁的集合。
引入工作集的 目的 ：降低缺頁率，提高訪問內存效率。
抖動 ：運行進程的大部分時間都用於頁的換入換出，幾乎不能完成任何有效果工作的狀態。
抖動的 產生原因 ：
抖動的 預防方法 ：
在分段存儲管理的系統中，程序使用 二維 的邏輯地址，一個數用來表示 段 ，另一個數用來表示 段內偏移量 。
引入分段的 目的 ：
引入分段的 優點 ：
進程的地址空間被劃分成 若干個段 。
每個段定義了一組邏輯信息，每個段的大小由相應的邏輯信息組的長度確定， 段的大小不一樣 ，每個段的邏輯地址從0開始，採用一段 連續的地址空間 。
系統為每個段分配一個 連續的物理內存區域 ，各個 不同的段可以離散 地放入物理內存不同的區域。
系統為 每個進程建立一張段表 ，段表的每一個表項記錄的信息包括： 段號、段長和該段的基址 ，段表存放在內存中。
分段的 邏輯地址結構 ：
段表是由操作系統維護的用於支持分段存儲管理 地址映射 的數據結構。
每個進程有一個段表，段表由段表項構成。每個段表項包括： 段號、段長（段的大小）和該段的基址（段的起始地址） 。
若已知邏輯單元的地址為 S:D （段號:段內偏移量），求相應物理地址的步驟如下：
相同點 ：分頁和分段都屬於 離散 分配方式，都要通過數據結構與硬體的配合來實現 邏輯地址到物理地址 的映射。
不同點 ：
將用戶進程的邏輯空間 先劃分為若干個段 ， 每個段再劃分成若干個頁 。
進程以頁為單位在物理內存中 離散 存放，每個段中被離散存放的頁具有 邏輯相關性 。
為了實現地址映射，操作系統為 每個進程建立一個段表 ，再為 每個段建立一個頁表 。
進程段表的段表項組成：
滿足以下條件的兩個塊稱為 夥伴 ：
㈦ 某虛擬存儲區的用戶空間共32個頁面，每頁1KB，內存16KB。
方法一:
換成十進制 093C=2364
[2364/1024]=2......虛頁號
2364-2*1024=316.....頁內偏移地址
虛頁號為2對應的物理塊號為4
所以物理地址為4*1024＋316＝4412，換成16進制就是，113C
方法二:
換成二進制 093C=0000100100111100
後10位(0100111100)是頁內偏移地址000010是虛頁號,將000010替換為對應的物理塊號000100,得到0001000100111100即為物理地址,換成16進制,還是113C
㈧ 某虛擬存儲器的用戶空間共有32個頁面，每頁 1KB，主存 16KB.試問：
這題考的是地址映射，所以基本知識你可以看書上存儲管理地址映射部分內容。用戶空間也就是指的虛擬空間頁面大小和數量的乘積便是邏輯地址空間大小，32KB對應2^15所以有效位數15位。同理主存就是物理空間。
第三問題目說的相當於就是頁表，邏輯地址的二級制數從右往左10位為頁內地址即偏移量offset，因為邏輯空間一共能容納15位，所以後5位決定頁號。根據頁表找到物理塊號，注意因為物理空間14位所以物理頁號即頁幀號用四位表示，加上偏移量即為物理地址。
㈨ 計算機組成原理——虛擬存儲器
（1）程序員在比實際主存大得多的邏輯地址空間中編寫程序
（2）程序執行時，把當前需要的程序段和數據塊掉入主存，其他暫不使用的放在磁碟上
（3）執行指令時，通過硬體將邏輯地址轉化為物理地址。虛擬地址高位為虛頁號，低位為頁內偏移地址
（4）當程序發生數據訪問或程序訪問失效(缺頁時)，由操作系統把信息從磁碟調入主存中
（1）基本思想：
內存被分成固定長度且長度較小的存儲塊（頁框，實頁，物理頁）
每個進程也被劃分為固定長度的程序塊（頁，虛頁，邏輯頁）
通過頁表，實現邏輯地址想物理地址的轉化
（2）邏輯地址
程序中指令所使用的地址（進程所在地址空間）
（3）物理地址
存放指令或數據的實際內存地址
（1）與「cache-主存」層次相比，頁大小遠比cache的行大小要大（windows中的頁位4k）
（2）採用全相聯映射方式：磁碟中的任意一個頁能用射到內存中的任意一個頁
因為缺頁導致中斷時，操作系統從磁碟拿數據通常要耗費幾百萬個時鍾周期。增大頁大小，可以減少缺頁中斷
（3）為什麼讓軟體處理「缺頁」
因為訪問磁碟需要好粉幾百萬個時鍾周期，硬體即使能立刻把地址打給磁碟，磁碟也不能立即響應
（4）為什麼地址轉換用硬體實現
硬體實現地址轉換可以加快指令的執行速度
（5）為什麼頁寫會策略採用write back
避免頻繁的慢速磁碟訪問
頁表的首地址放在基址寄存器。採用基址定址方式
每個頁表項前面有一個虛頁號：從0開始遞增的序號。頁表項又分為幾個結構：
（1）裝入位：該頁是否在內存中
（2）修改位：該也在內存中是否被修改
（3）替換控制位：用於clock演算法
（4）其他
（5）實頁號（8進制）
（1）一次磁碟引用需要訪問幾次主存？2次，一次查頁表，一次查物理地址。於是，把經常查的頁表放到cache中。這種在cache頁表項組成的頁表稱為TLB（Translation Lookside Buffer）
（2）TLB的頁表結構：tag + 主存中的頁表項
當採用全相連映射時，tag為頁表項前面的虛頁號。需要把tag和虛頁號一一比較
當採用組相聯映射時，tag被分為tag+index，虛頁號的高位為tag，虛頁號的低位為index，做組內索引(屬於組內第幾行)
1.段式存儲是根據程序邏輯，給程序分段。使得每段大小不同。這種虛擬地址劃分方法適合程序設計
2.段式存儲的虛擬地址由段號和段內偏移地址組成。段式虛擬存儲器到物理地址的映射通過段表實現
3.段式虛擬存儲會造成空頁
1.段頁式虛擬存儲，先把程序按照邏輯分成段，再把每段分成固定大小的頁。
2.程序對主存的調入調出是按照頁面進行的；但他有可以根據段實現共享和保護
3.缺點是段頁式虛擬地址轉換成物理地址需要查詢2個表：段表和頁表。段表找到相應頁表的位置，頁表找到想也頁的位置
4.段頁式細膩地址的結構可以為以下形式：
程序地址： 用戶號(進程pid) | 段號 | 頁號 | 頁內偏移地址
（1）某計算機的cache塊工16塊，採用二路組相聯映射方式，每個主存塊大小為32位元組，按照位元組編制。則主存129號單元的主存塊硬裝如刀cache的組號是：（C）A、0 B、2 C、4 D、6
解：二路組相聯，所以每組2塊，共有16/2=8組，所以組號佔3位。
每塊32位元組，所以塊內地址佔5位。
129轉化為二進制：1000 0001：前3位為組號，100：=4
（2）假設用若干個2K4位的晶元組成一個8K8位的存儲器，則地址0B1FH所在晶元的最小地址為：
解：用2片組成一行，共4行，所以片選地址佔2位。片內地址有2k=211，所以佔11位
0B1FH：000|0 1|011 0001 1111 這三段為前綴，片選地址，片內地址。
該片晶元的最小地址是片內地址全0：000|0 1|000 0000 0000 = 0800H
（3）某計算機的主存地址空間大小為256MB，按位元組編址，指令cache和數據cache分離，均有8個cache行，每行大小為64B，數據cache採用直接映射方式，現有兩個程序A，B對數組int a[256][256]進行遍歷，程序A按行遍歷，程序B按列遍歷。假定int類型數據用32位補碼表示，數組a按行優先方式存儲，其地址為320（十進制）。
問：(1) 若不考慮cache一致性維護和替換演算法所需的控制位，則數據cache的總容量佔多少？
(2) 數組元素a[0][31]和a[1][1]各自所在主存塊對應的cache行號分別為多少（cache從0行開始）？
(3)程序A和B的數據訪問命中率各自為多少？哪個程序的執行時間更短？
解：(1) 因為cache的總容量是cache每行的數據存儲大小+tag位+數據是否有效位+其他一致性控制位。
主存地址空間256MB，佔28位。直接映射方式，8行，行號佔3位。每行64B，所以塊內地址佔6位，因此，tag佔28-3-6=19位
每行有一個數據有效位。因此，cache共（19+1+648）8 = 532位元組
(2) 因為int類型佔32位，所以一個int佔4B。a[0][31] = 320 + 314 = 444 a1 = 320 + 4(256+1) = 1348。
塊內地址佔6位，直接映射下行號佔3位，因此444 = 110 | 111100，所以行號為6
1348 = 10 | 101 | 000100，所以行號為5
(3) 因為1行cache佔64B，每個int數佔4B，所以一行有16個數。第一個數會因cache缺失而不命中，然後調入cache。，使得後面的15個int訪問全部命中。所以命中率為1516 對於程序B，每次調入16個數，小於數組每行的128個元素，因此每次都不會命中，命中率為0
㈩ 為什麼在頁式虛擬存儲器地址變換時可以用物理頁號與頁內偏移量直接拼接成物理地址,而在段式虛擬存儲器地
因為頁式存儲的時候要求頁的大小是2的整數次冪,並且每個頁的大小都是一樣的,導致頁的起始地址恰好就是物理地址的高幾位.而段沒有這個要求,所以只好相加……