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已知系统为32位实地址，采用48位虚拟地址，页面大小4KB，页表项大小为8B；每段最大为4GB。假设系统使用纯页式存储，则要采用（），页内偏移为（）位。
A．3级页表，12
B．3级页表，14
C．4级页表，12
D．4级页表，14
所属学科：
试题类型：客观题
所属知识点：
试题分数：2.0 分
暂无学习笔记。
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历史上的今天
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blogAbstract:'&计算机组成原理（答案）\r\n第一章答案\r\n1． 比较数字计算机和模拟计算机的特点。\r\n解：模拟计算机的特点：数值由连续量来表示，运算过程是连续的；\r\n　　数字计算机的特点：数值由数字量（离散量）来表示，运算按位进行。\r\n　　两者主要区别见P1 表1.1。\r\n2． 数字计算机如何分类？分类的依据是什么？\r\n解：分类：　　数字计算机分为专用计算机和通用计算机。通用计算机又分为巨型机、大型机、中型机、小型机、微型机和单片机六类。\r\n　　分类依据：专用和通用是根据计算机的效率、速度、价格、运行的经济性和适应性来划分的。通用机的分类依据主要是体积、简易性、功率损耗、性能指标、数据存储容量、指令系统规模和机器价格等因素。\r\n',
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针对大内存的页表
针对大内存的页表
陈向群 马洪兵
机械工业出版社
《现代操作系统》是操作系统领域的经典之作，与第2版相比，增加了关于Linux、Windows Vista和Symbian操作系统的详细介绍。书中集中讨论了操作系统的基本原理。第3章讲的是存储管理。本节说的是针对大内存的页表。
3.3.4&& 针对大内存的页表
在原有的内存页表的方案之上，引入快表（TLB）可以用来加快虚拟地址到物理地址的转换。不过这不是惟一需要解决的问题，另一个问题是怎样处理巨大的虚拟地址空间。下面将讨论两种解决方法。
1. 多级页表
第一种方法是采用多级页表。一个简单的例子如图3-13所示。在图3-13a中，32位的虚拟地址被划分为10位的PT1域、10位的PT2域和12位的Offset（偏移量）域。因为偏移量是12位，所以页面长度是4KB，共有220个页面。
引入多级页表的原因是避免把全部页表一直保存在内存中。特别是那些从不需要的页表就不应该保留。比如一个需要12MB内存的进程，其最底端是4MB的程序正文段，后面是4MB的数据段，顶端是4MB的堆栈段，在数据段上方和堆栈段下方之间是大量根本没有使用的空闲区。
考察图3-13b例子中的二级页表是如何工作的。在左边是顶级页表，它具有1024个表项，对应于10位的PT1域。当一个虚拟地址被送到MMU时，MMU首先提取PT1域并把该值作为访问顶级页表的索引。因为整个4GB（32位）虚拟地址空间已经被分成1024个4MB的块，所以这1024个表项中的每一个都表示4MB的虚拟地址空间。
由索引顶级页表得到的表项中含有二级页表的地址或页框号。顶级页表的表项0指向程序正文的页表，表项1指向数据的页表，表项1023指向堆栈的页表，其他的表项（用阴影表示的）未用。现在把PT2域作为访问选定的二级页表的索引，以便找到该虚拟页面的对应页框号。
下面看一个示例，考虑32位虚拟地址0x（十进制4 206 596）位于数据部分12 292字节处。它的虚拟地址对应PT1＝1，PT2＝2，Offset＝4。MMU首先用PT1作为索引访问顶级页表得到表项1，它对应的地址范围是4M~8M。然后，它用PT2作为索引访问刚刚找到的二级页表并得到表项3，它对应的虚拟地址范围是在它的4M块内的12 288~16 383（即绝对地址4 206 592~4 210 687）。这个表项含有虚拟地址0x所在页面的页框号。如果该页面不在内存中，页表项中的“在/不在”位将是0，引发一次缺页中断。如果该页面在内存中，从二级页表中得到的页框号将与偏移量（4）结合形成物理地址。该地址被放到总线上并送到内存中。
值得注意的是，虽然在图3-13中虚拟地址空间超过100万个页面，实际上只需要四个页表：顶级页表以及0~4M（正文段）、4M~8M（数据段）和顶端4M（堆栈段）的二级页表。顶级页表中1021个表项的“在/不在”位都被设为0，当访问它们时强制产生一个缺页中断。如果发生了这种情况，操作系统将注意到进程正在试图访问一个不希望被访问的地址，并采取适当的行动，比如向进程发出一个信号或杀死进程等。在这个例子中的各种长度选择的都是整数，并且选择PT1与PT2等长，但在实际中也可能是其他的值。
图3-13所示的二级页表可扩充为三级、四级或更多级。级别越多，灵活性就越大，但页表超过三级会带来更大的复杂性，这样做是否值得令人怀疑。
2. 倒排页表
对32位虚拟地址空间，多级页表可以很好地发挥作用。但是，随着64位计算机变得更加普遍，情况发生了彻底的变化。如果现在的地址空间是264字节，页面大小为4KB，我们需要一个有252个表项的页表。如果每一个表项8个字节，那么整个页表就会超过3000万GB（30PB）。仅仅为页表耗费3000万GB不是个好主意（现在不是，可能以后几年也不是）。因而，具有64位分页虚拟地址空间的系统需要一个不同的解决方案。
解决方案之一就是使用倒排页表（inverted page table）。在这种设计中，在实际内存中每一个页框有一个表项，而不是每一个虚拟页面有一个表项。例如，对于64位虚拟地址，4KB的页，1GB的RAM，一个倒排页表仅需要262 144个页表项。表项记录哪一个（进程，虚拟页面）对定位于该页框。
虽然倒排页表节省了大量的空间（至少当虚拟地址空间比物理内存大得多的时候是这样的），但它也有严重的不足：从虚拟地址到物理地址的转换会变得很困难。当进程n访问虚拟页面p时，硬件不再能通过把p当作指向页表的一个索引来查找物理页框。取而代之的是，它必须搜索整个倒排页表来查找某一个表项（n，p）。此外，该搜索必须对每一个内存访问操作都要执行一次，而不仅仅是在发生缺页中断时执行。每一次内存访问操作都要查找一个256K的表是不会让你的机器运行得很快的。
走出这种两难局面的办法是使用TLB。如果TLB能够记录所有频繁使用的页面，地址转换就可能变得像通常的页表一样快。但是，当发生TLB失效时，需要用软件搜索整个倒排页表。一个可行的实现该搜索的方法是建立一张散列表，用虚拟地址来散列。当前所有在内存中的具有相同散列值的虚拟页面被链接在一起，如图3-14所示。如果散列表中的槽数与机器中物理页面数一样多，那么散列表的冲突链的平均长度将会是1个表项，这将会大大提高映射速度。一旦页框号被找到，新的（虚拟页号，物理页框号）对就会被装载到TLB中。
倒排页表在64位机器中很常见，因为在64位机器中即使使用了大页面，页表项的数量还是很庞大的。例如，对于4MB页面和64位虚拟地址，需要242个页表项。处理大虚存的其他方法可参见Talluri等人的论文（1995）。
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计算机操作系统
//操作系统和计算机组成原理里都讲到内存管理的页式管理，但是本人以及很多初次学习分页的时候，都会迷茫页表大小和页表项大小之间的关系，本人仔细分析了后写了这篇blog，仅当学习交流，个人理解之用，如果有错或者分析不够严谨，欢迎指正。
//按字、图结合起来分析，相信还是比较容易看懂。
//一、首先明确几个概念&
逻辑地址：是程序编译后，生成的目标模块进行编址时都是从号单元开始编址，称之为目标模块的相对地址，即为逻辑地址。
页：将进程划分的块，对应的大小就叫页面大小。
页框：将内存划分的块。
页和页框二者一一对应，一个页放入一个页框，（理论上）页的大小和页框的大小相等。
页表：就是一个页和页框一一对应的关系表。【存放在内存中】&关系表只是起到一个索引的作用，说白了就是能根据关系表能查到某一个页面和哪一个页框所对应。
//二、用例子说话【例子出现在：《王道考研操作系统》的内存管理部分】
已知条件：逻辑地址位、页面大小、页表项大小。
分析： & & & &
& & &首先位的虚拟地址可表示的进程大小应该是2^32B = 4GB（暂时别去想页号P占多少位，W占多少位）&
& & & & &&
2.（根据页的定义和页面大小的定义）将进程进行分页：
3.我们已经知道了页面的数目为：2^20页。现在的迷茫点就在于页表项的问题上。
& &上图在页表上已经给出了几个数据：20位，位，位，2^20项。一一解释如下【请结合上图一个一个数据分析】：
&& &2^20项：因为页表的作用是要将页面的页框一一对应起来，所以，每一个页面在页表中都应该有一个页表项：用来表示一个页号对应一页页框号（内存中的块号），故应 & &&
& & & & & & & & & & 该有2^20项。【不应该有问题吧，就好像一个班有50个同学，每个人都应该有一个地址一样】
&&&20位：已经很显然了，需要表示出2^20个页表项，就至少需要位的地址。为什么只取位而不是位，位呢，本人现在还没想这个问题，就暂时定为恰好取位即可。
&&&32位：已知条件里告诉了页表项大小为，那么自然就应该是位了。
&&&12位：位位&位。为什么页框号地址为位，只能表示2^12个页框，要小于2^20个页面呢，因为并不是进程的每一个页面都要调入内存。其实位、位、位这三个数据还是有一定依据的，在二级分页的时候就会发现“哦，原来刚刚好”。此处暂不讨论二级分页。
4.通过上面的分析我们得出了哪些数据：
&&&逻辑地址位，进程大小：。
&&&页面：大小，数量：2^20页。
&&&页表项：，数量：2^20项。所以页表就需要&=&4MB的空间存储（这就是书中说：页表项大小为的由来）进一步，主存的页框大小和页面大小是相等的，也为，所以将页表存在主存就需要占用页（因为页表也是存在主存中的，而主存也是按页框划分的。这的确是一种资源浪费，所以就需要建立二级页面，将其大小控制在页之内，将二级页面存入主存即可）
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