1、实验四页式虚拟存储管理中地址转换和缺页中断1 目的深入了解 式存 管理如何 地址 ； 一步 式虚 存 管理中如何 理缺 中断。2 知 式存 管理中的地址 的方法； 式虚 存 的缺 中断 理方法。3 内容 写程序完成 式虚 存 管理中地址 程和模 缺 中断的 理。 具体包括：首先 定的地址 行地址 工作， 若 生缺 先 行缺 中断 理， 然后再 行地址 ；最后 写主函数 所作工作 程 。假定主存 64KB ，每个主存 1024 字 ，作 最大支持到 64KB ，系 中每个作 分得主存 4 。4提示与 解 式存 管理中地址 程很 ，假定主存 的大小 2n 字 ，主存大小 2m字 和 地址m 位，
2、行地址 ，首先从 地址中的高m-n 位中取得 号，然后根据 号 表，得到 号，并将 号放入物理地址的高m-n 位，最后从 地址中取得低 n 位放入物理地址的低 n 位就得到了物理地址， 程如 2.61 所示。mn n-1逻辑地址页 号页内地址页号块号mn n-10物理地址块 号 块内地址图 2.6页式存储管理系统地址转换示意图地址 是由硬件完成的， 中使用 件程序模 地址 程，模 地址 的流程 如 2.7 所示（ 中假定主存64KB ，每个主存 1024 字 ，即 n=10,m=16 ，物理地址中 号6 位、 内地址10 位；作 最大64KB ，即 m=16 ， 地址中 号6 位、 内地址 1
3、0 位）。在 式虚 存 管理方式中，作 信息作 副本放在磁 上，作 行 把作 信息的部分 面装入主存 器，作 行 若 的 面在主存中， 按上述方式 行地址 ，若 的 面不在主存中， 生一个“缺 中断”，由操作系 把当前所需的 面装入主存 器后， 再次 行 才可以按上述方法 行地址 。 式虚 存 管理方式中 表除 1 / 5号和该页对应的主存块号外，至少还要包括存在标志（该页是否在主存），磁盘位置（该页的副本在磁盘上的位置）和修改标志 （该页是否修改过） 。这样，在实验中页表格式如图2.7所示。页表用数组模拟，在实验中页表数据结构定义为：define n 32/实验中假定的页表长度，页表的长度实
4、际上是由系统按照作业长度决定的structintlnumber;/ 页号intflag;/表示该页是否在主存， “ 1”表示在主存， “ 0”表示不在主存intpnumber;/该页所在主存块的块号intwrite;/该页是否被修改过， “1”表示修改过， “0”表示没有修改过intdnumber;/ 该页存放在磁盘上的位置，即磁盘块号pagen;/ 页表定义开始取 出 逻 辑 地 址 l a dd r ess 的 页 号lnumber（高 6位）和页内地址 ad：lnumber=laddress10ad=laddress&0x3ff查页表第 lnumber行N页在主存 ?Y缺页中断从页表中取
5、得块号pnumber合并块号和块内地址形成物理地址 paddress：paddress=pnumber10|ad结束图 2.7模拟地址转换的流程图缺页处理过程简单阐述如下： 根据当前执行指令中逻辑地址中的页号查页表，判断该页是否在主存储器中，若该页标志为“ 0”，形成缺页中断。中断装置通过交换PSW 让操作系统的中断处理程序占用处理器； 操作系统处理缺页中断的方法就是查主存分配表，找一个空闲主存块；若无空闲块，查页表，选择一个已在主存的页面， 把它暂时调出主存。 若在执行过程中该页被修改过，则需将该页信息写回磁盘，否则不必写回；2 / 5 找出该页的磁盘位置，启动磁盘读出该页信息，把磁盘上读出
6、的信息装入第2 步找到的主存块，修改页表中该页的标志为“1”； 由于产生缺页中断的那条指令没有执行完，所以页面装入后应重新执行被中断的指令。当重新执行该指令时，由于要访问的页面已在主存中，所以可正常执行。关于第步的查找装入新页面的主存块的处理方式，不同系统采用的策略可能有所不同，这里采用局部置换算法，就是每个作业分得一定的主存块，只能在分得的主存块内查找空闲块， 若无空闲主存块， 则从该作业中选择一个页面淘汰出主存。实验中使用局部置换算法。使用局部置换算法时， 存在这样一个问题： 就是在分配给作业主存空间时， 装入哪些页？有的系统采取不装入任何一页，当执行过程中需要时才将其调入。有的系统采用页
7、面预置的方法， 就是估计可能某些页面会先用到，在分配主存块后将这些页面装入。实验中，采用第二种方法，分配主存空间时将前几页调入主存，假定系统中每个作业分得主存块m（ m=4）块，则将第 0m-1 页装入主存。因为是模拟硬件工作， 所以实验中如果访问的页不在主存时，则输出该页页号， 表示硬件产生缺页中断， 然后直接转去缺页中断处理；由于采用页面预置方法，在给定的主存块中一定无空闲块， 只能淘汰已在主存的一页；没有启动磁盘的工作， 淘汰的页需要写回磁盘时，用输出页号表示，调入新的一页时，将该页在页表中的存在标志置为“1”，输出页号表示将该页调入主存。页号为 lnumber输出： * lnumber
8、淘汰页的页号j=phead;phead=lnumber ；head=(head+1)%m;N第 j页修改标志 =1？Y输出：页号j修改页表：第 j页存在标志改为“ 0”第 lunmber页存在标志改为“ 1”第 lnumber页修改标志改为“ 0”第 lnumber页主存块号为第 j页原主存块号输出：页号lnumber结束图 2.8采用先进先出页面置换算法的缺页中断流程图3 / 5主存中无空 ， 装入一个 面，必 按某种算法从已在主存的 中 一 ，将它 出主存， 出主存空 ，用来存放需装入的 面， 个工作称 “ 面 度”。如何 出的 是很重要的，常用的 面 度算法有先 先出算法、最近最少用算法
9、和最近最不常用算法。 中使用先 先出 度算法。先 先出 度算法 是 留在主存 最 的一 出。 先 先出算法 ， 易 。 可以把在主存 器的 的 号按 入主存的先后次序排成 列，每次 是 出 首的 ，当装入一个新 后，把新 的 号排入 尾。 中，用一个数 存放 号的 列。假定分配 作 的主存 数 m，数 可由m 个元素 成， p0 ， p1 pm-1 ； 首指 head；采用 面 置的方法， 号 列的 度 是 m， tail 等于 (head+1)%m 。因此可以使用一个指 ，只用head 即可。在装入一个新的 ，装入 和淘汰 同 行，当装入一个新的 ，将其 号存入数 ：淘汰 的 号 =phea
10、d;phead= 新装入 的 号；head=(head+1)%m; 中，采用先 先出 面置 算法的缺 中断流程 如 2.8 所示。开始取指令中的页号 lnumber查页表第 lnumber栏缺页中断N第 lnumber页存在标志 =1？Y形成物理地址输出：物理地址指令会修N改页内容？Y第 lnumber 页修改标志改为“ 1”结束图 2.9 一条指令执行的模拟流程图 行一条指令 ， 不模 指令的 行， 只是考 指令 行是否修改 面， 若修改 面， 将 的 表中修改 志 置 “ 1”，然后 出 后的物理地址，并 出物理地址来表示一条指令 行完成； 如果 的 不在主存 ， 生缺 中断， 然后直接 去缺 中断 理， 最后模 中断返回， 就是返回重新 行地址 。 一条指令 行的模 流程 如 4 / 52.9 所示。因为没有实际主存， 所以在模拟程序中首先手工输入页表信息， 创建该作业的页表； 然后循环执行假定的指令，观察地址转换情况。5课外题采用 LRU 页面调度算法编程实现上述虚拟页式存储管理的地址转换。（范文素材和资料部分来自网络，供参考。可复制、编制，期待你的好评与关注）5 / 5
