㈠ 页式虚拟存储器的地址是32位,页号占20位,虚页有
32的逻辑地址，分成两部分。前部分是代表虚拟的页号，后部分代表的是虚拟页偏移量，如果页面是4KB的话，那么这个后部分虚拟页偏移量占了12位，那么前面就是32-12=20位。这20位就是页表中所有的页表项的和。就是2的20次方，也就是1M个页表项，如果每个页表项占4B的话。那么这个页表就占了4MB的空间。一般都会有两级甚至更多的。用来减少页表占的空间。。。。。
㈡ 虚拟内存的调度介绍
1、页式虚存地址映射页式虚拟存储系统中，虚地址空间被分成等长大小的页，称为逻辑页；主存空间也被分成同样大小的页，称为物理页。相应地，虚地址分为两个字段：高字段为逻辑页号，低字段为页内地址（偏移量）；实存地址也分两个字段：高字段为物理页号，低字段为页内地址。通过页表可以把虚地址（逻辑地址）转换成物理地址。
在大多数系统中，每个进程对应一个页表。页表中对应每一个虚存页面有一个表项，表项的内容包含该虚存页面所在的主存页面的地址（物理页号），以及指示该逻辑页是否已调入主存的有效位。地址变换时，用逻辑页号作为页表内的偏移地址索引页表（将虚页号看作页表数组下标）并找到相应物理页号，用物理页号作为实存地址的高字段，再与虚地址的页内偏移量拼接，就构成完整的物理地址。现代的中央处理机通常有专门的硬件支持地址变换。
2、转换后援缓冲器由于页表通常在主存中，因而即使逻辑页已经在主存中，也至少要访问两次物理存储器才能实现一次访存，这将使虚拟存储器的存取时间加倍。为了避免对主存访问次数的增多，可以对页表本身实行二级缓存，把页表中的最活跃的部分存放在高速存储器中，组成快表。这个专用于页表缓存的高速存储部件通常称为转换后援缓冲器(TLB)。保存在主存中的完整页表则称为慢表。
3、内页表是虚地址到主存物理地址的变换表，通常称为内页表。与内页表对应的还有外页表，用于虚地址与辅存地址之间的变换。当主存缺页时，调页操作首先要定位辅存，而外页表的结构与辅存的寻址机制密切相关。例如对磁盘而言，辅存地址包括磁盘机号、磁头号、磁道号和扇区号等。 段是按照程序的自然分界划分的长度可以动态改变的区域。通常，程序员把子程序、操作数和常数等不同类型的数据划分到不同的段中，并且每个程序可以有多个相同类型的段。在段式虚拟存储系统中，虚地址由段号和段内地址（偏移量）组成。虚地址到实主存地址的变换通过段表实现。每个程序设置一个段表，段表的每一个表项对应一个段。每个表项至少包含下面三个字段：
(1)有效位：指明该段是否已经调入实存。
(2)段起址：指明在该段已经调入实存的情况下，该段在实存中的首地址。
(3)段长：记录该段的实际长度。设置段长字段的目的是为了保证访问某段的地址空间时，段内地址不会超出该段长度导致地址越界而破坏其他段。段表本身也是一个段，可以存在辅存中，但一般驻留在主存中。
段式虚拟存储器有许多优点：
①段的逻辑独立性使其易于编译、管理、修改和保护，也便于多道程序共享。②段长可以根据需要动态改变，允许自由调度，以便有效利用主存空间。段式虚拟存储器也有一些缺点：
①因为段的长度不固定，主存空间分配比较麻烦。②容易在段间留下许多外碎片，造成存储空间利用率降低。
③由于段长不一定是2的整数次幂，因而不能简单地像分页方式那样用虚地址和实地址的最低若干二进制位作为段内偏移量，并与段号进行直接拼接，必须用加法操作通过段起址与段内偏移量的求和运算求得物理地址。因此，段式存储管理比页式存储管理方式需要更多的硬件支持。 段页式虚拟存储器是段式虚拟存储器和页式虚拟存储器的结合。实存被等分成页。每个程序则先按逻辑结构分段，每段再按照实存的页大小分页，程序按页进行调入和调出操作，但可按段进行编程、保护和共享。它把程序按逻辑单位分段以后，再把每段分成固定大小的页。程序对主存的调入调出是按页面进行的，但它又可以按段实现共享和保护，兼备页式和段式的优点。缺点是在映象过程中需要多次查表。在段页式虚拟存储系统中，每道程序是通过一个段表和一组页表来进行定位的。段表中的每个表目对应一个段，每个表目有一个指向该段的页表起始地址及该段的控制保护信息。由页表指明该段各页在主存中的位置以及是否已装入、已修改等状态信息。如果有多个用户在机器上运行，多道程序的每一道需要一个基号,由它指明该道程序的段表起始地址。虚拟地址格式如下： 基号 段号 页号 页内地址
㈢ 虚拟存储器采用的页面调度算法是“先进先出”（FIFO）算法吗
虚拟存储器采用的页面调度算法是“先进先出”（FIFO）算法吗。常见的替换算法有4种。
①随机算法：用软件或硬件随机数产生器确定替换的页面。
②先进先出：先调入主存的页面先替换。
③近期最少使用算法（LRU，Least Recently Used）：替换最长时间不用的页面。
④最优算法：替换最长时间以后才使用的页面。这是理想化的算法，只能作为衡量其他各种算法优劣的标准。
虚拟存储器的效率是系统性能评价的重要内容，它与主存容量、页面大小、命中率，程序局部性和替换算法等因素有关。
(3)虚拟存储器页内偏移扩展阅读
虚拟存储器地址变换基本上有3种形虚拟存储器工作过程式：全联想变换、直接变换和组联想变换。任何逻辑空间页面能够变换到物理空间任何页面位置的方式称为全联想变换。每个逻辑空间页面只能变换到物理空间一个特定页面的方式称为直接变换。
组联想变换是指各组之间是直接变换，而组内各页间则是全联想变换。替换规则用来确定替换主存中哪一部分，以便腾空部分主存，存放来自辅存要调入的那部分内容。
在段式虚拟存储系统中，虚拟地址由段号和段内地址组成，虚拟地址到实存地址的变换通过段表来实现。每个程序设置一个段表，段表的每一个表项对应一个段，每个表项至少包括三个字段：有效位(指明该段是否已经调入主存)、段起址(该段在实存中的首地址)和段长(记录该段的实际长度)。
㈣ Linux内存系统
维基网络——虚拟内存定义
All about Linux swap space
Linux将物理RAM （Random Access Memory） 划分为称为页面的内存块。交换是将一页内存复制到硬盘上的预配置空间（称为交换空间）以释放改内存页面上的过程。物理内存和交换空间的组合就是可用的虚拟内存量。
虚拟内存的那点事儿
进程是与其他进程共享CPU和内存资源的。为了有效的管理内存并减少出错，现代操作系统提供了一种对主存的抽象概念，即：虚拟内存（ Virtual Memory ）。 虚拟内存为每个进程提供一个一致的，私有的地址空间，每个进程拥有一片连续完整的内存空间。
正如 维基网络 所说，虚拟内存不只是“使用硬盘空间来扩展内存”的技术。 虚拟内存的重要意义是它定义了一个连续的虚拟地址空间， 使得程序编写难度降低。并且， 把内存扩展到硬盘空间只是使用虚拟内存的必然结果，虚拟内存空间会存在硬盘中，并且会被全部放入内存中缓冲（按需），有的操作系统还会在内存不够的情况下，将一进程的内存全部放入硬盘空间中，并在切换到进程时再从硬盘读取 （这也是Windows会经常假死的原因...）。
虚拟内存主要提供了如下三个重要的能力：
内存通常被组织为一个由M个连续的字节大小的单元组成的数组。每个字节都有一个唯一的物理地址 （Physical Address PA） ，作为到数组的索引。
CPU访问内存最简单直接的方法就是使用物理地址，这种寻址方式称为 物理寻址 。
现代计算机使用的是一种被称为虚拟寻址 （Virtual Addressing） 的寻址方式。 使用虚拟寻址，CPU需要将虚拟地址翻译成物理地址，这样才能访问到真实的物理内存。
虚拟寻址需要硬件与操作系统之间相互合作。 CPU中含有一个被称为内存管理单元 （Memory Management Unit，MMU） 的硬件，它的功能是将虚拟地址转换称为物理地址，MMU需要借助存放在内存中的 页表 来动态翻译虚拟地址，该页表由操作系统管理。
分页表是一种数据结构，它用于计算机操作系统中虚拟内存系统，其存储了虚拟地址到物理地址之间的映射。虚拟地址在访问进程中是唯一的，而物理地址在硬件（比如内存）中是唯一的。
在操作系统中使用 虚拟内存 ，每个进程会认为使用一块大的连续的内存，事实上，每个进程的内存散布在 物理内存 的不同区域。或者可能被调出到备份存储中（一般是硬盘）。当一个进程请求自己的内存，操作系统负责把程序生成的虚拟地址，映射到实际存储的物理内存上。操作系统在 分页表 中存储虚拟地址到物理地址的映射。每个映射被称为 分页表项（page table entry ,PTE） 。
在一个简单的地址空间方案中，由虚拟地址寻址的页与物理内存中的帧之间的关系。物理内存可以包含属于许多进程的页。如果不经常使用，或者物理内存已满，可以将页面分页到磁盘。在上图中，并非所有页面都在物理内存中。
虚拟地址到物理地址的转换（即虚拟内存的管理）、内存保护、CPU高速缓存的控制。
现代的内存管理单元是以 页 的方式，分割虚拟地址空间（处理器使用的地址范围）的；页的大小是2的n次方，通常为几KB（字节）。地址尾部的n位（页大小的2的次方数）作为页内的偏移量保持不变。其余的地址位（address）为（虚拟）页号。
内存管理单元通常借助一种叫做转译旁观缓冲器（Translation Lookaside Buffer，TLB）和相联高速缓存来将虚拟页号转换为物理页号。当后备缓冲器中没有转换记录时，则使用一种较慢的机制，其中包括专用硬件的数据结构或软件辅助手段。这个数据结构称为 分页表 ，页表中的数据叫做 分页表项 （page table entry PTE）。物理页号结合页偏移量便提供了完整的物理地址。
页表 或 转换后备缓冲器数据项应该包括的信息有：
有时候，TLB和PTE会 禁止对虚拟页访问 ，这可能是因为没有RAM与虚拟页相关联。如果是这种情况，MMU将向CPU发出页错误的信号，操作系统将进行处理，也许会寻找RAM的空白帧，同时建立一个新的PTE将之映射到所请求的虚拟地址。如果没有空闲的RAM，可能必须关闭一个已经存在的页面，使用一些替换算法，将之保存到磁盘中（这被称为页面调度）。
当需要将虚拟地址转换为物理地址时，首先搜索TLB，如果找到匹配（TLB）命中，则返回物理地址并继续存储器访问。然而，如果没有匹配（称为TLB未命中），则MMU或操作系统TLB未命中处理器通常会查找 页表 中的地址映射以查看是否存在映射（页面遍历），如果存在，则将其写回TLB（这必须完成，因为硬件通过虚拟存储器系统中的TLB访问存储器），并且重启错误指令（这也可以并行发生）。此后续转换找到TLB命中，并且内存访问将继续。
虚拟地址到物理地址的转换过程，如果虚拟内存不存在与TLB，转换会被重置并通过分页表和硬件寻找。
通常情况下，用于处理此中断的程序是操作系统的一部分。如果操作系统判断此次访问有效，那么 操作系统会尝试将相关的分页从硬盘上的虚拟内存文件调入内存。 而如果访问是不被允许的，那么操作系统通常会结束相关的进程。
虽然叫做“页缺失”错误，但实际上这并不一定是一种错误。而且这一机制是利用虚拟内存来增加程序可用内存空间。
发生这种情况的可能性：
当原程序再次需要该页内的数据时，如果这一页确实没有被分配出去，那么系统只需要重新为该页在MMU内注册映射即可。
操作系统需要：
硬性页缺失导致的性能损失是很大的。
另外，有些操作系统会将程序的一部分延迟到需要使用的时候再加载入内存执行，以此提升性能。这一特性也是通过捕获硬性页缺失达到的。
当硬性页缺失过于频繁发生时，称发生 系统颠簸。
具体动作与所使用的操作系统有关，比如Windows会使用异常机制向程序报告，而类Unix系统则使用信号机制。
尽管在整个运行过程中，程序引用不同的页面总数（也就是虚拟内存大小）可能超出了物理存储器（DRAM）总大小，但是程序常常在较小的活动页面上活动，这个集合叫做工作集或者常驻集。在工作集被缓存后，对它的反复调用会使程序命中提高，从而提高性能。
大部分的程序都可以在存储器获取数据和读取中达到稳定的状态，当程序达到稳定状态时，存储器的使用量通常都不会太大。虚拟内存虽然可以有效率控制存储器的使用， 但是大量的页缺失还是造成了系统迟缓的主要因素。 当工作集的大小超过物理存储器大小，程序将会发生一种不幸的情况，这种情况称为 “颠簸” ，页面将不停的写入、释放、读取，由于大量的丢失（而非命中）而损失极大性能。用户可以增加随机存取存储器的大小或是减少同时在系统里运行程序的数量来降低系统颠簸的记录。
推荐阅读：
操作系统--分页(一)
操作系统实现（二）：分页和物理内存管理
㈤ 操作系统虚拟地址变换物理地址的题，求解
065C / 1024（1K） = x （代表虚拟的页号）x不来算了0 0
065C mod 1024 = y （页内偏移量 ）
在 根据题目中 0-3 页号 被分配到的对应物理块号 （比如 若 x 为页号0 对应物理块号 5 ，那么实际地址就是 4*1K+y ）
㈥ 内存管理
在一段时间内，程序的执行仅限于某个部分，相应地，它所访问的存储空间也局限于某个区域。
局部性原理的 分类 ：
将编译后的目标模块装配成一个可执行程序。
可执行程序以 二进制可执行文件 的形式存储在磁盘上。
链接程序的 任务 ：
程序的链接，可划分为：
重定位 ：将逻辑地址（相对地址）转换为物理地址（绝对地址）的过程。
物理地址 = 逻辑地址 + 程序在内存中的起始地址
程序的装入，可划分为：
任何时刻主存储器 最多只有一个作业 。
每个分区 大小固定不变 ：分区大小相等、分区大小不等。
每个分区可以且 仅可以装入一个作业 。
使用 下限寄存器 和 上限寄存器 来保存当前作业的起始位置和结束位置。
使用 固定分区说明表 区分各分区的状态。
分区 大小不是预先固定的 ，而是按作业（进程）的实际需求来划分的。
分区 个数也不是预先固定的 ，而是由装入的作业数决定的。
使用 空闲分区表 说明空闲分区的位置。
使用 空闲分区链 说明空闲分区的位置。
首次适应算法的 过程 ：
外部碎片：空闲内存 没有在 分配的 进程 中。
内部碎片：空闲内存 在 分配的 进程 中。
从 上次找到的 空闲分区的 下一个 空闲分区开始查找。
优点：空闲区分布均匀、查找开销较小。
缺点：缺乏大空闲区。
最佳适应算法的 过程 ：
优点：提高内存利用率。
注意点：每次在进行空闲区的修改前，需要先进行 分区大小递增 的排序。
页 ：将一个 进程 的 逻辑地址空间 分成若干个 大小相等 的 片 。
页框 ：将 物理内存空间 分成与页大小相同的若干个 存储块 。
分页存储 ：将进程的若干 页 分别装入多个 可以不相邻 的 页框 中。
页内碎片 ：进程 最后一页 一般装不满一个页框，形成 页内碎片 。
页表 ：记录描述页的各种数据，实现从 页号 到 页框号 的映射。
注意： 页内偏移量 的单位是 字节 。
分页地址变换指是： 逻辑地址 通过 地址变换机构 变换为 物理地址 。
分页地址变换的 过程 ：
操作系统在修改或装入页表寄存器的值时，使用的是 特权级 指令。
页大小：512B ~ 4KB，目前的计算机系统中，大多选择 4KB 大小的页。
页大小的 选择因素 ：
快表也称为“转换后援缓冲”，是为了提高CPU访问速度而采用的专用缓存，用来存放 最近被访问过的页表项 。
英文缩写：TLB。
组成： 键和值 。
在TLB中找到某一个页号对应的页表项的百分比称为 TLB命中率 。
当 能 在TLB中找到所需要的页表项时：
有效访问时间 = 一次访问TLB 的时间 + 一次访问内存 的时间（访问内存读写数据或指令）
当 不能 在TLB中找到所需要的页表项时：
有效访问时间 = 一次访问TLB 的时间 + 两次访问内存 的时间（一次访问内存页表，一次访问内存读写数据或指令）
将页表再分页，形成两级或多级页表，将页表离散地存放在物理内存中。
在进程切换时，要运行的进程的页目录表歧视地址被写入 页表寄存器 。
在二级分页系统中，为页表再建立一个页目录表的目的是为了能在地址映射时得到页表在物理内存中的地址，在页目录表的表项中存放了每一个 页表 在物理内存中所在的 页框号 。
虚拟存储器 ：是指具有 请求调入功能 和 置换功能 ，能 从逻辑上对内存容量进行扩充 的一种存储系统。
请求调入 ：就是说，先将进程一部分装入内存，其余的部分什么时候需要，什么时候请求系统装入。
置换 ：如果请求调入时，没有足够的内存，则由操作系统选择一部分内存中的进程内容移到外存，以腾出空间把当前需要装入的内存调入。
为了实现请求分页，需要：
保证进程正常运行的所需要的最小页框数。
最小页框数与进程的大小没有关系，它与计算机的 硬件结构 有关，取决于 指令的格式、功能和寻址方式 。
内存不够时，从进程本身选择淘汰页，还是从系统中所有进程中选择？：
采用什么样的算法为不同进程分配页框？：
常用的两种 置换策略 ： 局部置换 和 全局置换 。
从分配给进程的页框数量上看，常使用的两种 分配策略 ： 固定分配 和 可变分配 。
用新调入的页替换 最长时间没有访问 的页面。
找到 未来最晚被访问 的那个页换出。
，P为缺页率。
有效访问时间与缺页率成 正比 ，缺页率越高，有效访问时间越长，访问效率越低。
工作集 ：某段时间间隔里，进程实际要访问的页的集合。
引入工作集的 目的 ：降低缺页率，提高访问内存效率。
抖动 ：运行进程的大部分时间都用于页的换入换出，几乎不能完成任何有效果工作的状态。
抖动的 产生原因 ：
抖动的 预防方法 ：
在分段存储管理的系统中，程序使用 二维 的逻辑地址，一个数用来表示 段 ，另一个数用来表示 段内偏移量 。
引入分段的 目的 ：
引入分段的 优点 ：
进程的地址空间被划分成 若干个段 。
每个段定义了一组逻辑信息，每个段的大小由相应的逻辑信息组的长度确定， 段的大小不一样 ，每个段的逻辑地址从0开始，采用一段 连续的地址空间 。
系统为每个段分配一个 连续的物理内存区域 ，各个 不同的段可以离散 地放入物理内存不同的区域。
系统为 每个进程建立一张段表 ，段表的每一个表项记录的信息包括： 段号、段长和该段的基址 ，段表存放在内存中。
分段的 逻辑地址结构 ：
段表是由操作系统维护的用于支持分段存储管理 地址映射 的数据结构。
每个进程有一个段表，段表由段表项构成。每个段表项包括： 段号、段长（段的大小）和该段的基址（段的起始地址） 。
若已知逻辑单元的地址为 S:D （段号:段内偏移量），求相应物理地址的步骤如下：
相同点 ：分页和分段都属于 离散 分配方式，都要通过数据结构与硬件的配合来实现 逻辑地址到物理地址 的映射。
不同点 ：
将用户进程的逻辑空间 先划分为若干个段 ， 每个段再划分成若干个页 。
进程以页为单位在物理内存中 离散 存放，每个段中被离散存放的页具有 逻辑相关性 。
为了实现地址映射，操作系统为 每个进程建立一个段表 ，再为 每个段建立一个页表 。
进程段表的段表项组成：
满足以下条件的两个块称为 伙伴 ：
㈦ 某虚拟存储区的用户空间共32个页面，每页1KB，内存16KB。
方法一:
换成十进制 093C=2364
[2364/1024]=2......虚页号
2364-2*1024=316.....页内偏移地址
虚页号为2对应的物理块号为4
所以物理地址为4*1024＋316＝4412，换成16进制就是，113C
方法二:
换成二进制 093C=0000100100111100
后10位(0100111100)是页内偏移地址000010是虚页号,将000010替换为对应的物理块号000100,得到0001000100111100即为物理地址,换成16进制,还是113C
㈧ 某虚拟存储器的用户空间共有32个页面，每页 1KB，主存 16KB.试问：
这题考的是地址映射，所以基本知识你可以看书上存储管理地址映射部分内容。用户空间也就是指的虚拟空间页面大小和数量的乘积便是逻辑地址空间大小，32KB对应2^15所以有效位数15位。同理主存就是物理空间。
第三问题目说的相当于就是页表，逻辑地址的二级制数从右往左10位为页内地址即偏移量offset，因为逻辑空间一共能容纳15位，所以后5位决定页号。根据页表找到物理块号，注意因为物理空间14位所以物理页号即页帧号用四位表示，加上偏移量即为物理地址。
㈨ 计算机组成原理——虚拟存储器
（1）程序员在比实际主存大得多的逻辑地址空间中编写程序
（2）程序执行时，把当前需要的程序段和数据块掉入主存，其他暂不使用的放在磁盘上
（3）执行指令时，通过硬件将逻辑地址转化为物理地址。虚拟地址高位为虚页号，低位为页内偏移地址
（4）当程序发生数据访问或程序访问失效(缺页时)，由操作系统把信息从磁盘调入主存中
（1）基本思想：
内存被分成固定长度且长度较小的存储块（页框，实页，物理页）
每个进程也被划分为固定长度的程序块（页，虚页，逻辑页）
通过页表，实现逻辑地址想物理地址的转化
（2）逻辑地址
程序中指令所使用的地址（进程所在地址空间）
（3）物理地址
存放指令或数据的实际内存地址
（1）与“cache-主存”层次相比，页大小远比cache的行大小要大（windows中的页位4k）
（2）采用全相联映射方式：磁盘中的任意一个页能用射到内存中的任意一个页
因为缺页导致中断时，操作系统从磁盘拿数据通常要耗费几百万个时钟周期。增大页大小，可以减少缺页中断
（3）为什么让软件处理“缺页”
因为访问磁盘需要好粉几百万个时钟周期，硬件即使能立刻把地址打给磁盘，磁盘也不能立即响应
（4）为什么地址转换用硬件实现
硬件实现地址转换可以加快指令的执行速度
（5）为什么页写会策略采用write back
避免频繁的慢速磁盘访问
页表的首地址放在基址寄存器。采用基址寻址方式
每个页表项前面有一个虚页号：从0开始递增的序号。页表项又分为几个结构：
（1）装入位：该页是否在内存中
（2）修改位：该也在内存中是否被修改
（3）替换控制位：用于clock算法
（4）其他
（5）实页号（8进制）
（1）一次磁盘引用需要访问几次主存？2次，一次查页表，一次查物理地址。于是，把经常查的页表放到cache中。这种在cache页表项组成的页表称为TLB（Translation Lookside Buffer）
（2）TLB的页表结构：tag + 主存中的页表项
当采用全相连映射时，tag为页表项前面的虚页号。需要把tag和虚页号一一比较
当采用组相联映射时，tag被分为tag+index，虚页号的高位为tag，虚页号的低位为index，做组内索引(属于组内第几行)
1.段式存储是根据程序逻辑，给程序分段。使得每段大小不同。这种虚拟地址划分方法适合程序设计
2.段式存储的虚拟地址由段号和段内偏移地址组成。段式虚拟存储器到物理地址的映射通过段表实现
3.段式虚拟存储会造成空页
1.段页式虚拟存储，先把程序按照逻辑分成段，再把每段分成固定大小的页。
2.程序对主存的调入调出是按照页面进行的；但他有可以根据段实现共享和保护
3.缺点是段页式虚拟地址转换成物理地址需要查询2个表：段表和页表。段表找到相应页表的位置，页表找到想也页的位置
4.段页式细腻地址的结构可以为以下形式：
程序地址： 用户号(进程pid) | 段号 | 页号 | 页内偏移地址
（1）某计算机的cache块工16块，采用二路组相联映射方式，每个主存块大小为32字节，按照字节编制。则主存129号单元的主存块硬装如刀cache的组号是：（C）A、0 B、2 C、4 D、6
解：二路组相联，所以每组2块，共有16/2=8组，所以组号占3位。
每块32字节，所以块内地址占5位。
129转化为二进制：1000 0001：前3位为组号，100：=4
（2）假设用若干个2K4位的芯片组成一个8K8位的存储器，则地址0B1FH所在芯片的最小地址为：
解：用2片组成一行，共4行，所以片选地址占2位。片内地址有2k=211，所以占11位
0B1FH：000|0 1|011 0001 1111 这三段为前缀，片选地址，片内地址。
该片芯片的最小地址是片内地址全0：000|0 1|000 0000 0000 = 0800H
（3）某计算机的主存地址空间大小为256MB，按字节编址，指令cache和数据cache分离，均有8个cache行，每行大小为64B，数据cache采用直接映射方式，现有两个程序A，B对数组int a[256][256]进行遍历，程序A按行遍历，程序B按列遍历。假定int类型数据用32位补码表示，数组a按行优先方式存储，其地址为320（十进制）。
问：(1) 若不考虑cache一致性维护和替换算法所需的控制位，则数据cache的总容量占多少？
(2) 数组元素a[0][31]和a[1][1]各自所在主存块对应的cache行号分别为多少（cache从0行开始）？
(3)程序A和B的数据访问命中率各自为多少？哪个程序的执行时间更短？
解：(1) 因为cache的总容量是cache每行的数据存储大小+tag位+数据是否有效位+其他一致性控制位。
主存地址空间256MB，占28位。直接映射方式，8行，行号占3位。每行64B，所以块内地址占6位，因此，tag占28-3-6=19位
每行有一个数据有效位。因此，cache共（19+1+648）8 = 532字节
(2) 因为int类型占32位，所以一个int占4B。a[0][31] = 320 + 314 = 444 a1 = 320 + 4(256+1) = 1348。
块内地址占6位，直接映射下行号占3位，因此444 = 110 | 111100，所以行号为6
1348 = 10 | 101 | 000100，所以行号为5
(3) 因为1行cache占64B，每个int数占4B，所以一行有16个数。第一个数会因cache缺失而不命中，然后调入cache。，使得后面的15个int访问全部命中。所以命中率为1516 对于程序B，每次调入16个数，小于数组每行的128个元素，因此每次都不会命中，命中率为0
㈩ 为什么在页式虚拟存储器地址变换时可以用物理页号与页内偏移量直接拼接成物理地址,而在段式虚拟存储器地
因为页式存储的时候要求页的大小是2的整数次幂,并且每个页的大小都是一样的,导致页的起始地址恰好就是物理地址的高几位.而段没有这个要求,所以只好相加……