| page fault： 虚拟存储器是根据程序的逻辑地址转换来的，也称线性地址空间。一般每个进程，甚至每个段都有一个，以32位为例，则每个最大可达4G。 而主存目前一般为百M。因此程序中所指的存储单元并不能都放到主存中，也就是并不是每个程序所用的存储单元，都有具体的物理的存储器单元与之对应。 但由于程序的两个局部性原理，在一个时刻，程序只在一个比较小的范围内运行。所以我们把程序可能用到的整个存储空间分成一个个相同大小的页(按页管理硬件上容易实现)，只把其中的一些页放在主存中，而其它的页则等需要时再建，或放在辅存(磁盘)中。同时建立一个页表，对应于每一页，如果该页在主存中，则页表记录它在主存中的地址；如果不在主存中，则在页表上作不在主存的标记。 这样，当程序需要调用某个存储单元的内容时，先根据它的线性地址，算出其所在的页。查页表，看是不是在主存中？如果在，则直接存取。如果查到页表上是不在的标记，那就是一个page fault。要把主存中的某一页(LRU策略)换到磁盘上，把要访问的那个单元所在的页调入主存，再进行存取。 就象一个预计有一万学生的学校，理论上每个学生都应有一个位子上课(一万个虚拟位子)，而学校只有一千个(物理)位子。但实际上，学校也不会一万个人同时上课，只要让上课的同学有位子(在主存中)，而其它同学只要留下联系方法能找到就好。为了降低管理的复杂性，我们采用按学号分班(页)管理。每个班要么一起上课(主存)，要么一起呆在寝室(磁盘)。而在学校保留一个动态表(页表)表明每个班在哪儿(物理地址)上课，或者没上课(不在主存)。现在假设我们想按学号找一个同学，而且是女同学，只能在教室说话，呵呵。那么： 先算出来是哪个班的，查动态表，看该班是否在教室。在，直接按位置找到(hit)；不在(page fault)，要先找个不上课的班赶回寝室，把要找女生所在的班调到教室，再按位置找那个同学。 动态表(页表)的大小＝表项数＊每个表项所需的位数。 表项数＝虚拟班数＝虚拟人数(虚拟地址空间)/每班人数(每页大小) 每个表项的位数＝Log(教室数)+适当控制位数 教室数＝实际可以上课的人数(物理地址空间)/每班人数(每页大小) |
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| 虚拟地址换算： |
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| TLB miss： 4G(32-bit)的存储空间，如果按4K分页，则可分1M页。每个页表项为4B，则一个页表大小为4MB。由于页表太大，只能放在主存中。这样每次读内存都要读主存，大大影响读写速度。而同样基于局部性原理，整个页表在某一时刻，所用的也仅仅几页而已。所以我们把某段时间经常用的几个页表项，即常用的虚拟页号和其对应的物理页地址，存在Cache中，即TLB。 这样，当程序需要调用某个存储单元的内容时，先根据它的线性地址，算出其所在的页。先查TLB(比较虚拟页号)，如果有相同的虚拟页号，则就可以马上知道其所在的物理地址，根据物理地址进行存取。 如果没有相同的虚拟页号，则说明该页没有记录在TLB中，那再去查页表，按page fault中所说的进行。 TLB像我们随身记录电话的小纸片，当要查一个电话时，我们先看小纸片。有，我们可以直接打电话。如果没有，我们再回家查详细的电话号码簿(页表)，再打电话。 |
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