⑴ 分页存储管理的实现原理
采用分页存储器允许把一个作业存放到若干不相邻的分区中，既可免去移动信息的工作，又可尽量减少主存的碎片。分页式存储管理的基本原理如下：
1、 页框：物理地址分成大小相等的许多区，每个区称为一块；
2、址分成大小相等的区，区的大小与块的大小相等，每个称一个页面。
3、 逻辑地址形式：与此对应，分页存储器的逻辑地址由两部分组成，页号和单元号。逻辑地址格式为 页号 单元号（页内地址） 采用分页式存储管理时，逻辑地址是连续的。所以，用户在编制程序时仍只须使用顺序的地址，而不必考虑如何去分页。
4、页表和地址转换：如何保证程序正确执行呢？
采用的办法是动态重定位技术，让程序的指令执行时作地址变换，由于程序段以页为单位，所以，我们给每个页设立一个重定位寄存器，这些重定位寄存器的集合便称页表。页表是操作系统为每个用户作业建立的，用来记录程序页面和主存对应页框的对照表，页表中的每一栏指明了程序中的一个页面和分得的页框的对应关系。绝对地址=块号*块长+单元号 以上从拓扑结构角度分析了对称式与非对称式虚拟存储方案的异同,实际从虚拟化存储的实现原理来讲也有两种方式;即数据块虚拟与虚拟文件系统. 数据块虚拟存储方案着重解决数据传输过程中的冲突和延时问题.在多交换机组成的大型Fabric结构的SAN中,由于多台主机通过多个交换机端口访问存储设备,延时和数据块冲突问题非常严重.数据块虚拟存储方案利用虚拟的多端口并行技术,为多台客户机提供了极高的带宽,最大限度上减少了延时与冲突的发生,在实际应用中,数据块虚拟存储方案以对称式拓扑结构为表现形式. 虚拟文件系统存储方案着重解决大规模网络中文件共享的安全机制问题.通过对不同的站点指定不同的访问权限,保证网络文件的安全.在实际应用中,虚拟文件系统存储方案以非对称式拓扑结构为表现形式. 虚拟存储技术,实际上是虚拟存储技术的一个方面,特指以CPU时间和外存空间换取昂贵内存空间的操作系统中的资源转换技术 基本思想:程序,数据,堆栈的大小可以超过内存的大小,操作系统把程序当前使用的部分保留在内存,而把其他部分保存在磁盘上,并在需要时在内存和磁盘之间动态交换,虚拟存储器支持多道程序设计技术 目的:提高内存利用率 管理方式
A 请求式分页存储管理 在进程开始运行之前,不是装入全部页面,而是装入一个或零个页面,之后根据进程运行的需要,动态装入其他页面;当内存空间已满,而又需要装入新的页面时,则根据某种算法淘汰某个页面,以便装入新的页面
B 请求式分段存储管理 为了能实现虚拟存储,段式逻辑地址空间中的程序段在运行时并不全部装入内存,而是如同请求式分页存储管理,首先调入一个或若干个程序段运行,在运行过程中调用到哪段时,就根据该段长度在内存分配一个连续的分区给它使用.若内存中没有足够大的空闲分区,则考虑进行段的紧凑或将某段或某些段淘汰出去,这种存储管理技术称为请求式分段存储管理
⑵ excel 如何分页保存
1、让excel自己处理，不做干涉。
优点：在以后插入/删除/改变行高等操作时，无需另外调整。
缺点：可能存在一行在两页纸上各打半行的情况。
2、将断开的单元内容复制成两份，用alt+回车
分成两行。
优点：在两页均可显示正确的结果。
缺点：在以后插入/删除/改变行高等操作时，需调整回来。
3、如合并的单元格内容很多，无法按方法二来操作，可在该单元格上“插入
/
分页符”。
优点：使该行能在第二页显示。
缺点：在以后插入/删除/改变行高等操作时，需重新调整或删除分页符。
以上方法请综合考虑，另建议在调整之前先存盘，按以上方法调整后打印。如调整的个数不多，可不保存调整的结果，如调整的较多，建议保存一个“原文件名--打印.xls”的文件。方便以后编辑。
⑶ 基本分页存储管理方式的两级和多级页表
现代的大多数计算机系统，都支持非常大的逻辑地址空间(2^32～2^64)。在这样的环境下，页表就变得非常大，要占用相当大的内存空间。例如，对于一个具有32位逻辑地址空间的分页系统，规定页面大小为4 KB即2^12 B，则在每个进程页表中的页表项可达1兆个之多。又因为每个页表项占用四个字节，故每个进程仅仅其页表就要占用4 MB的内存空间，而且还要求是连续的。显然这是不现实的，我们可以采用下述两个方法来解决这一问题：
(1) 采用离散分配方式来解决难以找到一块连续的大内存空间的问题；
(2) 只将当前需要的部分页表项调入内存，其余的页表项仍驻留在磁盘上，需要时再调入。
两级页表(Two-Level Page Table)
对于要求连续的内存空间来存放页表的问题，可利用将页表进行分页，并离散地将各个页面分别存放在不同的物理块中的办法来加以解决，同样也要为离散分配的页表再建立一张页表，称为外层页表(Outer Page Table)，在每个页表项中记录了页表页面的物理块号。下面我们仍以前面的32位逻辑地址空间为例来说明。当页面大小为 4 KB时(12位)，若采用一级页表结构，应具有20位的页号，即页表项应有1兆个；在采用两级页表结构时，再对页表进行分页，使每页中包含2^10 (即1024)个页表项，最多允许有2^10个页表分页；或者说，外层页表中的外层页内地址P2为10位，外层页号P1也为10位。此时的逻辑地址结构可描述如下：
由右图可以看出，在页表的每个表项中存放的是进程的某页在内存中的物理块号，如第0#页存放在1#物理块中；1#页存放在4#物理块中。而在外层页表的每个页表项中，所存放的是某页表分页的首址，如第0#页表是存放在第1011#物理块中。我们可以利用外层页表和页表这两级页表，来实现从进程的逻辑地址到内存中物理地址间的变换。
为了地址变换实现上的方便起见，在地址变换机构中同样需要增设一个外层页表寄存器，用于存放外层页表的始址，并利用逻辑地址中的外层页号，作为外层页表的索引，从中找到指定页表分页的始址，再利用P2作为指定页表分页的索引，找到指定的页表项，其中即含有该页在内存的物理块号，用该块号和页内地址d即可构成访问的内存物理地址。右图示出了两级页表时的地址变换机构。 对于32位的机器，采用两级页表结构是合适的；但对于64位的机器，采用两级页表是否仍可适用的问题，须做以下简单分析。如果页面大小仍采用4 KB即2^12 B，那么还剩下52位，假定仍按物理块的大小(2^12位)来划分页表，则将余下的42位用于外层页号。此时在外层页表中可能有4096 G个页表项，要占用16 384 GB的连续内存空间。这样的结果显然是不能令人接受的，因此必须采用多级页表，将外层页表再进行分页，也就是将各分页离散地装入到不相邻接的物理块中，再利用第2级的外层页表来映射它们之间的关系。
对于64位的计算机，如果要求它能支持2^64 B(= 1 844 744 TB)规模的物理存储空间，则即使是采用三级页表结构也是难以办到的；而在当前的实际应用中也无此必要。故在近两年推出的64位OS中，把可直接寻址的存储器空间减少为45位长度(即2^45)左右，这样便可利用三级页表结构来实现分页存储管理。
根据我的理解你的程序的主要作用是：
抓取另外一个网站的页面内容
解析后存储到自己的数据库里面
然后再在页面上显示刚刚抓取的数据
如果我的理解正确的话，你要做的是一个网站数据采集器，那么
分页存储的方法有两种：
方案A
在数据库找个表存储当前进行到的序号，比如现在网站上有1000个数据，有个字段可以标定数据的序号，就是网站文章的id（这个数据根据业务的不同要自己去寻找）
然后你读取对方网站的时候先把网站的html读取到java内存中，然后解析这些html，读出一个list列表
在对list列表遍历的时候，把文章的id跟数据库中存储的文章id比对，如果发现是已经存储过的文章id就不存储，如果是没存储过的再存储
在遍历的过程中记录下当前存储的文章数量，当达到一个指定的数量（你可以自己定义，比如是100个文章）的时候停止存储，并退出循环，然后把当前遍历到的文章id存储到数据库中
这样就实现了每次只存储指定的数量（比如100个文章）
方案B
如果你要抓取的网站也是分页的，那么你就每次抓取一页，并把当前抓取到的页数记录到数据库中
通过观察得出对方网站的不同页数据的url规律，比如发现他们网站第x页的数据总是根据 域名/具体的页面?page=x ，那么下次抓取的时候，从数据库读出上次抓取的页面数，然后加1
拼出新的页面的url，然后访问，再进行抓取
这样就实现了每次只存储一页数据
分页显示的方法：
使用mysql的 limit 语法：limit x,y ，代表从第x行开始读取 y 行数据
假定当前要翻到第page页，每页有row行数据，sql要这么写
select*fromuserlimit((page-1)*row),row
举个例子一页20条，第3页的写法
select*fromuserlimit40,20
⑸ 如何将word文档分页保存
用虚拟打印机打成jpg的，就是一页一页保存了，Zan Image Printer 电驴下。
批量命名使用 Total Commander
Total Commander 最强的文件更名器了,用起来很顺手，设置>选项>操作>鼠标使用右键选择（像 NC 一样）:
1)任一窗口打开要更名的目录，
按Ctrl+B，列出所有文件，
按Ctrl+A，选中所有文件，或者点右键选择所需文件，
按Ctrl+M，弹出重命名界面，文件名输入框中，输入新文件名格式，有很多参数、插件可供使用。
2)文件名：[N][C]
[ ]代表变量，[ 用 [ [ ] 表示，] 用[ ] ] (右侧无空格)表示，其余字符原样输出。
除常用变量外，可以通过插件获得丰富变量：如图片、音乐、office文档……的信息。
[N]代表原文件名。
[N1-3]代表取原文件名的左起第1位到第3位。
[C]为计数器，代表数字，右侧定义计数器参数。
扩展名：[E]
[E]代表文件扩展名
3)替换文件名中字符
复制要替换的字符到搜索字符串，填写替换字符到替换为；
如果替换为不填写，即删除字符，
搜索、替换支持正则表达式。
4)根据TXT格式的文件列表来重命名文件
大写小写旁边有列表样子的按钮，点击,选第一个“导入文件名（从文本文件）”……，行数匹配就才可重命名。
5)文件列表操作
拖动文件，来调整次序,
删除文件，按Delete键。
6)保存设置
按F2，下拉列表中>保存设置>填入名称>确定，下次按F2，在下拉列表中选中名称，可调用参数。
7)更名
预览合意，按<开始>按钮，完成更名。
8)撤销
调出重命名界面，按<撤销>按钮，撤销上次更名，注意只能撤销一次。
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将Word分页保存俺不知道。
⑹ 页表的基本分页存储管理方式
用固定大小的页(Page)来描述逻辑地址空间，用相同大小的页框(Frame)来描述物理内存空间，由操作系统实现从逻辑页到物理页框的页面映射，同时负责对所有页的管理和进程运行的控制。
⑺ word如何分页保存
1、打开需要分页的文档。
2、选择需要分页的文档，（可使用组合键【Ctrl+A】）
3、依次单击【开始】选项卡>【段落】选项组对话框启动按钮。
4、在段落组对话框中，单击【换行和分页】选项卡，在选项卡中勾选【段前分页】，之后单击确定按钮即可。
⑻ word文档怎么分页保存
视图-大纲视图-显示文档-选择你需要分割为子文件的内容-点击创建-保存文件(在主文档所在的文件夹里就出现了你创建的子文档)
⑼ 分页存储管理是如何克服分区存储管理的缺点的
分页存储管理克服分区存储管理的缺点的方法如下：
（1）通过分页处理，使程序可以不需要占用连续的内存空间。
（2）通过虚拟存储，可以解决程序大小不能超过内存容量的问题。
⑽ 分页存储管理的基本思想
分页式存储管理的基本原理：采用分页存储器允许把一个作业存放到若干不相邻的分区中，既可免去移动信息的工作，又可尽量减少主存的碎片。分页式存储管理的基本原理如下： 1、 页框：物理地址分成大小相等的许多区，每个区称为一块； 2、址分成大小相等的区，区的大小与块的大小相等，每个称一个页面。 3、 逻辑地址形式：与此对应，分页存储器的逻辑地址由两部分组成，页号和单元号。逻辑地址格式为 页号 单元号（页内地址） 4、页表和地址转换：如何保证程序正确执行呢？采用的办法是动态重定位技术，让程序的指令执行时作地址变换，由于程序段以页为单位，所以，我们给每个页设立一个重定位寄存器，这些重定位寄存器的集合便称页表。页表是操作系统为每个用户作业建立的，用来记录程序页面和主存对应页框的对照表，页表中的每一栏指明了程序中的一个页面和分得的页框的对应关系。绝对地址=块号*块长+单元号 以上从拓扑结构角度分析了对称式与非对称式虚拟存储方案的异同,实际从虚拟化存储的实现原理来讲也有两种方式;即数据块虚拟与虚拟文件系统. 数据块虚拟存储方案着重解决数据传输过程中的冲突和延时问题.在多交换机组成的大型Fabric结构的SAN中,由于多台主机通过多个交换机端口访问存储设备,延时和数据块冲突问题非常严重.数据块虚拟存储方案利用虚拟的多端口并行技术,为多台客户机提供了极高的带宽,最大限度上减少了延时与冲突的发生,在实际应用中,数据块虚拟存储方案以对称式拓扑结构为表现形式. 虚拟文件系统存储方案着重解决大规模网络中文件共享的安全机制问题.通过对不同的站点指定不同的访问权限,保证网络文件的安全.在实际应用中,虚拟文件系统存储方案以非对称式拓扑结构为表现形式. 虚拟存储技术,实际上是虚拟存储技术的一个方面,特指以CPU时间和外存空间换取昂贵内存空间的操作系统中的资源转换技术 基本思想:程序,数据,堆栈的大小可以超过内存的大小,操作系统把程序当前使用的部分保留在内存,而把其他部分保存在磁盘上,并在需要时在内存和磁盘之间动态交换,虚拟存储器支持多道程序设计技术 目的:提高内存利用率管理方式A 请求式分页存储管理 在进程开始运行之前,不是装入全部页面,而是装入一个或零个页面,之后根据进程运行的需要,动态装入其他页面;当内存空间已满,而又需要装入新的页面时,则根据某种算法淘汰某个页面,以便装入新的页面 B 请求式分段存储管理 为了能实现虚拟存储,段式逻辑地址空间中的程序段在运行时并不全部装入内存,而是如同请求式分页存储管理,首先调入一个或若干个程序段运行,在运行过程中调用到哪段时,就根据该段长度在内存分配一个连续的分区给它使用.若内存中没有足够大的空闲分区,则考虑进行段的紧凑或将某段或某些段淘汰出去,这种存储管理技术称为请求式分段存储管理