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分页机制图文详解

  ,进程执行时,通过查找进程自己的页表,找到每页在内存中的物理块号,从而保证每个进程都能正确运行

  由于页表实现了逻辑地址到物理地址的变换,执行的频率非常高,因此页表大多驻留在内存中,且需要采用硬件实现。在系统中设置一个页表寄存器(PTR),在其中存放页表在内存中的起始地址和页表的长度,平时页表始址和长度存放在各进程的PCB中,当调度到某进程时,才将这两个数据装入页表寄存器中。

  P - 存在(Present)标志,用于指明表项对地址转换是否有效。P=1表示有效;P=0表示无效。在页转换过程中,如果说涉及的页目录或页表的表项无效,则会导致一个异常。

  R/W - 读/写(Read/Write)标志。如果等于1,表示页面可以被读、写或执行。如果为0,表示页面只读或可执行。

  2、由逻辑地址的页号(3),以及页表寄存器中的始址,找到页表并找到对应的页表项(3)

  由上可知,每存取一个数据,需两次访问内存,第一次访问内存中的页表,第二次访问内存中的数据,效率较低

  增设一个具有并行查寻能力的特殊高速缓冲寄存器,称为“联想寄存器”或“快表”,IBM中称为TLB,用于存放当前访问的那些页表项

  2、由逻辑地址的页号(3),先与高速缓冲寄存器中的所有页号比较,若匹配则直接读出块号,若不匹配则再由上面的2、3步骤执行

  3、找到页表项后,将此页表项存入快表中,若快表已满,则系统找出一个认为不再需要的页表项将其换出

  IA-32体系结构中,处理器为32位,可寻址232=4GB的虚拟地址空间,若每页大小为4KB,则共分为4GB/4KB=220=1048576页,因此页表中应有1048576项,每个页表项为4B,则一个页表需要4MB的连续的物理内存,每个进程都需要自身的页表占4MB,将导致大量内存用于保存进程的页表

  PS:80386处理器为32位,可寻址4GB逻辑地址,而当时物理内存只有4MB,采用单级页表明显不行

  采用两级页表:每页中存210项,共分为210页,并新增一个页目录表来记录这210页表的地址与信息,因此页目录表大小为210*4B=4KB放在内存中,需要具体的表再由此读入

  2、将当前需要的部分页表项调入内存,其余页表项仍驻留在磁盘上,需要时再调入

  PS:位移量W也称为页内地址 页大小4k 所以页内地址需要12位(212=4k)

  PS:外层页号也称页目录表(Directory),外层页内地址也称页表地址(Table)

  与页表寄存器(PTR)相同,增设一个外层页表寄存器(CR3),用于存放外层页表的地址

  2、由逻辑地址中的外层页号(Directory),以及外层页表寄存器(CR3)中的外层页表始址,找到二级页表的始址

  3、由二级页表的始址,加上逻辑地址中的外层页内地址(Table),找到对应的二级页表中的页表项

  4、由页表项中的物理块号,加上逻辑地址中的页内地址(偏移量),实现了对物理地址数据的定位

  以上分级解决了原来页表需要连续物理内存空间的问题,接下来解决用较少的内存空间去存放大页表的问题

  仅把当前需要的一批页表项调入内存,以后再根据需要陆续调入。因此页目录表常驻内存(大小为4KB,地址存在CR3寄存器中),而进程的页表存于磁盘中,对于页表只需调入一页或几页。由页目录项中的P标记该页表是否在内存中,若不在则产生缺页异常,产生异常中断,请求系统将该页表调入内存

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