如何通过页表查找物理地址

① 页表的物理地址怎么确定

逻辑地址：CPU所生成的地址。CPU产生的逻辑地址被分为 :p （页号） 它包含每个页在物理内存中的基址，用来作为页表的索引；d （页偏移），同基址相结合，用来确定送入内存设备的物理内存地址。
物理地址：内存单元所看到的地址。逻辑地址空间为2^m，且页大小为2^n，那么逻辑地址的高m－n位表示页号，低n位表示页偏移。
逻辑地址空间:由程序所生成的所有逻辑地址的集合。

② 页储存管理中，已知一个逻辑地址长度为16位，页面大小为4096B，地址为2F6AH，怎么知道这个地址的页号啊

例3 若在一分页存储管理系统中，某作业的页表如下所示。已知页面大小为1024字节，试将逻辑地址1011，2148，4000，5012转化为相应的物理地址。

页号
物理块号

0
2

1
3

2
1

3
6

【分析】 页式存储管理的地址结构是一维的，即逻辑地址（或物理地址）只用一个数值即可表示。若给定逻辑地址A，页面的大小为L，则页号p和页内地址d可按照下式求得：

p=int [A/L] d=A mod L

其中，int是取整函数（取数值的整数部分），mod是取余函数（取数值的余数部分）。

下图显示了页式管理系统的地址转换机构。

页表的作用是实现从页号到物理块号的地址映射。以逻辑地址的页号检索页表，得到该页的物理块号；同时将页内地址d直接送入物理地址寄存器的块内地址字段中。这样物理块号和块内地址拼接成了实际访问内存的地址，从而完成了从逻辑地址到物理地址的转换。

所以物理地址的计算公式为：

物理地址＝块的大小（即页的大小L）*块号f＋页内地址d

解 本题中，为了描述方便，设页号为p，页内位移为d，则：

（1）对于逻辑地址1011，p＝int（1011/1024）＝0，d＝1011 mod 1024＝1011。查页表第0页在第2块，所以物理地址为1024*2＋1011＝3059。

（2）对于逻辑地址2148，p＝int（2148/1024）＝2，d＝2148 mod 1024＝100。查页表第2页在第1块，所以物理地址为1024＋100＝1124。

（3）对于逻辑地址4000，p＝int（4000/1024）＝3，d＝4000 mod 1024＝928。查页表第3页在第6块，所以物理地址为1024*6＋928＝7072。

（4）对于逻辑地址5012，p＝int（5012/1024）＝4，d＝5012 mod 1024＝916。因页号超过页表长度，该逻辑地址非法。

③ 在二级页表分页存储管理中怎样由十进制的逻辑地址计算相对应的物理地址

1)092b(H)转换成二进制就是0000 1001 0010 1011 前6位为页号p得先转换成10进制为2 ,对应的块号为5,用5*1024加上后10位（0100101011转换成10进制为1+2+8+32+256=299）为5419即为物理地址
2)2A12转换成二进制为0010 1010 0001 0010 页号为001010就是10 而页号中缺页了 溢出
3）2A5C十进制就是10844再除以1024等于 10余604 10为块号 而题目中没有 也是溢出
不知道算对没.

④ 如何在用户空间中查看实际物理地址空间

如何在用户空间中查看实际物理地址空
某虚拟存储器的用户编程空间共32个页面，每页为1KB，内存为16KB。假定某时刻一用户页表中已调入内存的页面的页号和物理块号的对照表如下：

页号 物理块号
0 3
1 7
2 11
3 8

则逻辑地址0A5C(H)所对应的物理地址是什么？要求：写出主要计算过程。
解题过程：
首先要知道页式存储管理的逻辑地址分为两部分：页号和页内地址。物理地址分为两部分：
关系为：逻辑地址＝页号＋页内地址
物理地址＝块号＋页内地址；
分析题：已知：用户编程空间共32个页面，2ˆ5＝32得知页号部分占5位，由“每页为1KB”，1K=210，可知内页地址占10位。
由“内存为16KB”，2^4＝16得知块号占4位。
逻辑地址0A5C（H）所对应的二进制表示形式是：0000101001011100，后十位1001011100是页内地址，
00010为为页号，页号化为十进制是2，在对照表中找到2对应的物理块号是11,11转换二进制是1011，即可求出物理地址为10111001011100，化成十六进制为2E5C；
即则逻辑地址0A5C(H)所对应的物理地址是2E5C；

⑤ 计算机组成原理——虚拟存储器

（1）程序员在比实际主存大得多的逻辑地址空间中编写程序

（2）程序执行时，把当前需要的程序段和数据块掉入主存，其他暂不使用的放在磁盘上

（3）执行指令时，通过硬件将逻辑地址转化为物理地址。虚拟地址高位为虚页号，低位为页内偏移地址

（4）当程序发生数据访问或程序访问失效(缺页时)，由操作系统把信息从磁盘调入主存中

    （1）基本思想：

        内存被分成固定长度且长度较小的存储块（页框，实页，物理页）

        每个进程也被划分为固定长度的程序块（页，虚页，逻辑页）

        通过页表，实现逻辑地址想物理地址的转化

    （2）逻辑地址

        程序中指令所使用的地址（进程所在地址空间）

    （3）物理地址

        存放指令或数据的实际内存地址

（1）与“cache-主存”层次相比，页大小远比cache的行大小要大（windows中的页位4k）

（2）采用全相联映射方式：磁盘中的任意一个页能用射到内存中的任意一个页

    因为缺页导致中断时，操作系统从磁盘拿数据通常要耗费几百万个时钟周期。增大页大小，可以减少缺页中断

（3）为什么让软件处理“缺页”

    因为访问磁盘需要好粉几百万个时钟周期，硬件即使能立刻把地址打给磁盘，磁盘也不能立即响应

（4）为什么地址转换用硬件实现

    硬件实现地址转换可以加快指令的执行速度

（5）为什么页写会策略采用write back

    避免频繁的慢速磁盘访问

页表的首地址放在基址寄存器。采用基址寻址方式

每个页表项前面有一个虚页号：从0开始递增的序号。页表项又分为几个结构：

（1）装入位：该页是否在内存中

（2）修改位：该也在内存中是否被修改

（3）替换控制位：用于clock算法

（4）其他

（5）实页号（8进制）

（1）一次磁盘引用需要访问几次主存？2次，一次查页表，一次查物理地址。于是，把经常查的页表放到cache中。这种在cache页表项组成的页表称为TLB（Translation Lookside Buffer）

（2）TLB的页表结构：tag + 主存中的页表项

当采用全相连映射时，tag为页表项前面的虚页号。需要把tag和虚页号一一比较

当采用组相联映射时，tag被分为tag+index，虚页号的高位为tag，虚页号的低位为index，做组内索引(属于组内第几行)

    1.段式存储是根据程序逻辑，给程序分段。使得每段大小不同。这种虚拟地址划分方法适合程序设计

    2.段式存储的虚拟地址由段号和段内偏移地址组成。段式虚拟存储器到物理地址的映射通过段表实现

    3.段式虚拟存储会造成空页

    1.段页式虚拟存储，先把程序按照逻辑分成段，再把每段分成固定大小的页。

    2.程序对主存的调入调出是按照页面进行的；但他有可以根据段实现共享和保护

    3.缺点是段页式虚拟地址转换成物理地址需要查询2个表：段表和页表。段表找到相应页表的位置，页表找到想也页的位置

    4.段页式细腻地址的结构可以为以下形式：

            程序地址： 用户号(进程pid) | 段号 | 页号 | 页内偏移地址

（1）某计算机的cache块工16块，采用二路组相联映射方式，每个主存块大小为32字节，按照字节编制。则主存129号单元的主存块硬装如刀cache的组号是：（C）A、0      B、2      C、4      D、6

解：二路组相联，所以每组2块，共有16/2=8组，所以组号占3位。

      每块32字节，所以块内地址占5位。

      129转化为二进制：1000 0001：前3位为组号，100：=4

（2）假设用若干个2K4位的芯片组成一个8K8位的存储器，则地址0B1FH所在芯片的最小地址为：

解：用2片组成一行，共4行，所以片选地址占2位。片内地址有2k=211，所以占11位

      0B1FH：000|0 1|011 0001 1111 这三段为前缀，片选地址，片内地址。

      该片芯片的最小地址是片内地址全0：000|0 1|000 0000 0000 = 0800H

（3）某计算机的主存地址空间大小为256MB，按字节编址，指令cache和数据cache分离，均有8个cache行，每行大小为64B，数据cache采用直接映射方式，现有两个程序A，B对数组int a[256][256]进行遍历，程序A按行遍历，程序B按列遍历。假定int类型数据用32位补码表示，数组a按行优先方式存储，其地址为320（十进制）。

问：(1) 若不考虑cache一致性维护和替换算法所需的控制位，则数据cache的总容量占多少？

      (2) 数组元素a[0][31]和a[1][1]各自所在主存块对应的cache行号分别为多少（cache从0行开始）？

      (3)程序A和B的数据访问命中率各自为多少？哪个程序的执行时间更短？

解：(1) 因为cache的总容量是cache每行的数据存储大小+tag位+数据是否有效位+其他一致性控制位。

          主存地址空间256MB，占28位。直接映射方式，8行，行号占3位。每行64B，所以块内地址占6位，因此，tag占28-3-6=19位

          每行有一个数据有效位。因此，cache共（19+1+648）8 = 532字节

      (2) 因为int类型占32位，所以一个int占4B。a[0][31] = 320 + 314 = 444 a1 = 320 + 4(256+1) = 1348。

          块内地址占6位，直接映射下行号占3位，因此444 = 110 | 111100，所以行号为6

          1348 = 10 | 101 | 000100，所以行号为5

      (3) 因为1行cache占64B，每个int数占4B，所以一行有16个数。第一个数会因cache缺失而不命中，然后调入cache。，使得后面的15个int访问全部命中。所以命中率为1516 对于程序B，每次调入16个数，小于数组每行的128个元素，因此每次都不会命中，命中率为0

⑥ 如何查看电脑ip地址和物理地址

1，启动电脑，进入windows7系统，在右下角点击网络标志。

⑦ 操作系统页式存储管理的问题

存储管理的基本原理内存管理方法
内存管理主要包括内存分配和回收、地址变换、内存扩充、内存共享和保护等功能。
下面主要介绍连续分配存储管理、覆盖与交换技术以及页式与段式存储管理等基本概念和原理。
1． 连续分配存储管理方式
连续分配是指为一个用户程序分配连续的内存空间。连续分配有单一连续存储管理和分区式储管理两种方式。
(1)单一连续存储管理
在这种管理方式中，内存被分为两个区域：系统区和用户区。应用程序装入到用户区，可使用用户区全部空间。其特点是，最简单，适用于单用户、单任务的操作系统。CP／M和DOS 2．0以下就是采用此种方式。这种方式的最大优点就是易于管理。但也存在着一些问题和不足之处，例如对要求内存空间少的程序，造成内存浪费；程序全部装入，使得很少使用的程序部分也占用—定数量的内存。
(2)分区式存储管理
为了支持多道程序系统和分时系统，支持多个程序并发执行，引入了分区式存储管理。分区式存储管理是把内存分为一些大小相等或不等的分区，操作系统占用其中一个分区，其余的分区由应用程序使用，每个应用程序占用一个或几个分区。分区式存储管理虽然可以支持并发，但难以进行内存分区的共享。
分区式存储管理引人了两个新的问题：内碎片和外碎片。前者是占用分区内未被利用的空间，后者是占用分区之间难以利用的空闲分区(通常是小空闲分区)。为实现分区式存储管理，操作系统应维护的数据结构为分区表或分区链表。表中各表项一般包括每个分区的起始地址、大小及状态(是否已分配)。
分区式存储管理常采用的一项技术就是内存紧缩(compaction)：将各个占用分区向内存一端移动，然后将各个空闲分区合并成为一个空闲分区。这种技术在提供了某种程度上的灵活性的同时，也存在着一些弊端，例如：对占用分区进行内存数据搬移占用CPU~t寸间；如果对占用分区中的程序进行“浮动”，则其重定位需要硬件支持。
1)固定分区(nxedpartitioning)。
固定式分区的特点是把内存划分为若干个固定大小的连续分区。分区大小可以相等：这种作法只适合于多个相同程序的并发执行(处理多个类型相同的对象)。分区大小也可以不等：有多个小分区、适量的中等分区以及少量的大分区。根据程序的大小，分配当前空闲的、适当大小的分区。这种技术的优点在于，易于实现，开销小。缺点主要有两个：内碎片造成浪费；分区总数固定，限制了并发执行的程序数目。
2)动态分区(dynamic partitioning)。
动态分区的特点是动态创建分区：在装入程序时按其初始要求分配，或在其执行过程中通过系统调用进行分配或改变分区大小。与固定分区相比较其优点是：没有内碎片。但它却引入了另一种碎片——外碎片。动态分区的分区分配就是寻找某个空闲分区，其大小需大于或等于程序的要求。若是大于要求，则将该分区分割成两个分区，其中一个分区为要求的大小并标记为“占用”，而另一个分区为余下部分并标记为“空闲”。分区分配的先后次序通常是从内存低端到高端。动态分区的分区释放过程中有一个要注意的问题是，将相邻的空闲分区合并成一个大的空闲分区。
下面列出了几种常用的分区分配算法：
首先适配法(nrst-fit)：按分区在内存的先后次序从头查找，找到符合要求的第一个分区进行分配。该算法的分配和释放的时间性能较好，较大的空闲分区可以被保留在内存高端。但随着低端分区不断划分会产生较多小分区，每次分配时查找时间开销便会增大。
下次适配法(next-fit)：按分区在内存的先后次序，从上次分配的分区起查找(到最后{区时再从头开始}，找到符合要求的第一个分区进行分配。该算法的分配和释放的时间性能较好，使空闲分区分布得更均匀，但较大空闲分区不易保留。
最佳适配法(best-fit)：按分区在内存的先后次序从头查找，找到其大小与要求相差最小的空闲分区进行分配。从个别来看，外碎片较小；但从整体来看，会形成较多外碎片优点是较大的空闲分区可以被保留。
最坏适配法(worst- fit)：按分区在内存的先后次序从头查找，找到最大的空闲分区进行分配。基本不留下小空闲分区，不易形成外碎片。但由于较大的空闲分区不被保留，当对内存需求较大的进程需要运行时，其要求不易被满足。
2．覆盖和交换技术
引入覆盖(overlay)技术的目标是在较小的可用内存中运行较大的程序。这种技术常用于多道程序系统之中，与分区式存储管理配合使用。覆盖技术的原理很简单，一个程序的几个代码段或数据段，按照时间先后来占用公共的内存空间。将程序必要部分(常用功能)的代码和数据常驻内存；可选部分(不常用功能)平时存放在外存(覆盖文件)中，在需要时才装入内存。不存在调用关系的模块不必同时装入到内存，从而可以相互覆盖。覆盖技术的缺点是编程时必须划分程序模块和确定程序模块之间的覆盖关系，增加编程复杂度；从外存装入覆盖文件，以时间延长换取空间节省。覆盖的实现方式有两种：以函数库方式实现或操作系统支持。
交换(swapping)技术在多个程序并发执行时，可以将暂时不能执行的程序送到外存中，从而获得空闲内存空间来装入新程序，或读人保存在外存中而处于就绪状态的程序。交换单位为整个进程的地址空间。交换技术常用于多道程序系统或小型分时系统中，与分区式存储管理配合使用又称作“对换”或“滚进／滚出”(roll-in／roll-out)。其优点之一是增加并发运行的程序数目，并给用户提供适当的响应时间；与覆盖技术相比交换技术另一个显着的优点是不影响程序结构。交换技术本身也存在着不足，例如：对换人和换出的控制增加处理器开销；程序整个地址空间都进行对换，没有考虑执行过程中地址访问的统计特性。
3．页式和段式存储管理
在前面的几种存储管理方法中，为进程分配的空间是连续的，使用的地址都是物理地址。如果允许将一个进程分散到许多不连续的空间，就可以避免内存紧缩，减少碎片。基于这一思想，通过引入进程的逻辑地址，把进程地址空间与实际存储空间分离，增加存储管理的灵活性。地址空间和存储空间两个基本概念的定义如下：
地址空间：将源程序经过编译后得到的目标程序，存在于它所限定的地址范围内，这个范围称为地址空间。地址空间是逻辑地址的集合。
存储空间：指主存中一系列存储信息的物理单元的集合，这些单元的编号称为物理地址存储空间是物理地址的集合。
根据分配时所采用的基本单位不同，可将离散分配的管理方式分为以下三种
段式存储管理和段页式存储管理。其中段页式存储管理是前两种结合的产物。
(1)页式存储管理
1)基本原理。将程序的逻辑地址空间划分为固定大小的页(page)，而物理内存划分为同样大小的页框(pageframe)。程序加载时，可将任意一页放人内存中任意一个页框，这些页框不必连续，从而实现了离散分配。该方法需要CPU的硬件支持，来实现逻辑地址和物理地址之间的映射。在页式存储管理方式中地址结构由两部构成，前一部分是页号，后一部分为页内地址，如图4-2所示。
这种管理方式的优点是，没有外碎片，每个内碎片不超过页大比前面所讨论的几种管理方式的最大进步是，一个程序不必连续存放。这样就便于改变程序占用空间的大小(主要指随着程序运行，动态生成的数据增多，所要求的地址空间相应增长)。缺点是仍旧要求程序全部装入内存，没有足够的内存，程序就不能执行。
2)页式管理的数据结构。在页式系统中进程建立时，操作系统为进程中所有的页分配页框。当进程撤销时收回所有分配给它的页框。在程序的运行期间，如果允许进程动态地申请空间，操作系统还要为进程申请的空间分配物理页框。操作系统为了完成这些功能，必须记录系统内存中
实际的页框使用情况。操作系统还要在进程切换时，正确地切换两个不同的进程地址空间到物理内存空间的映射。这就要求操作系统要记录每个进程页表的相关信息。为了完成上述的功能，—个页式系统中，一般要采用如下的数据结构。
进程页表：完成逻辑页号(本进程的地址空间)到物理页面号(实际内存空间)的映射。
每个进程有一个页表，描述该进程占用的物理页面及逻辑排列顺序。
物理页面表：整个系统有一个物理页面表，描述物理内存空间的分配使用状况，其数据结构可采用位示图和空闲页链表。
请求表：整个系统有一个请求表，描述系统内各个进程页表的位置和大小，用于地址转换也可以结合到各进程的PCB(进程控制块)里。
3）页式管理地址变换
在页式系统中，指令所给出的地址分为两部分：逻辑页号和页内地址。CPU中的内存管理单元(MMU)按逻辑页号通过查进程页表得到物理页框号，将物理页框号与页内地址相加形成物理地址(见图4-3)。上述过程通常由处理器的硬件直接完成，不需要软件参与。通常，操作系统只需在进程切换时，把进程页表的首地址装入处理器特定的寄存器中即可。一般来说，页表存储在主存之中。这样处理器每访问一个在内存中的操作数，就要访问两次内存。第一次用来查找页表将操作数的逻辑地址变换为物理地址；第二次完成真正的读写操作。这样做时间上耗费严重。为缩短查找时间，可以将页表从内存装入CPU内部的关联存储器(例如，快表)中，实现按内容查找。此时的地址变换过程是：在CPU给出有效地址后，由地址变换机构自动将页号送人快表，并将此页号与快表中的所有页号进行比较，而且这种比较是同时进行的。若其中有与此相匹配的页号，表示要访问的页的页表项在快表中。于是可直接读出该页所对应的物理页号，这样就无需访问内存中的页表。由于关联存储器的访问速度比内存的访问速度快得多。
(2)段式存储管理
1)基本原理。
在段式存储管理中，将程序的地址空间划分为若干个段(segment)，这样每个进程有一个二维的地址空间。在前面所介绍的动态分区分配方式中，系统为整个进程分配一个连续的内存空间。而在段式存储管理系统中，则为每个段分配一个连续的分区，而进程中的各个段可以不连续地存放在内存的不同分区中。程序加载时，操作系统为所有段分配其所需内存，这些段不必连续，物理内存的管理采用动态分区的管理方法。在为某个段分配物理内存时，可以采用首先适配法、下次适配法、最佳适配法等方法。在回收某个段所占用的空间时，要注意将收回的空间与其相邻的空间合并。段式存储管理也需要硬件支持，实现逻辑地址到物理地址的映射。程序通过分段划分为多个模块，如代码段、数据段、共享段。这样做的优点是：可以分别编写和编译源程序的一个文件，并且可以针对不同类型的段采取不同的保护，也可以按段为单位来进行共享。总的来说，段式存储管理的优点是：没有内碎片，外碎片可以通过内存紧缩来消除；便于实现内存共享。缺点与页式存储管理的缺点相同，进程必须全部装入内存。
2)段式管理的数据结构。
为了实现段式管理，操作系统需要如下的数据结构来实现进程的地址空间到物理内存空间的映射，并跟踪物理内存的使用情况，以便在装入新的段的时候，合理地分配内存空间。
·进程段表：描述组成进程地址空间的各段，可以是指向系统段表中表项的索引。每段有段基址(baseaddress)。
·系统段表：系统所有占用段。
·空闲段表：内存中所有空闲段，可以结合到系统段表中。
3)段式管理的地址变换。
在段式管理系统中，整个进程的地址空间是二维的，即其逻辑地址由段号和段内地址两部分组成。为了完成进程逻辑地址到物理地址的映射，处理器会查找内存中的段表，由段号得到段的首地址，加上段内地址，得到实际的物理地址(见图4—4)。这个过程也是由处理器的硬件直接完成的，操作系统只需在进程切换时，将进程段表的首地址装入处理器的特定寄存器当中。这个寄存器一般被称作段表地址寄存器。
4．页式和段式系统的区别
页式和段式系统有许多相似之处。比如，两者都采用离散分配方式，且都通过地址映射机构来实现地址变换。但概念上两者也有很多区别，主要表现在：
·页是信息的物理单位，分页是为了实现离散分配方式，以减少内存的外零头，提高内存的利用率。或者说，分页仅仅是由于系统管理的需要，而不是用户的需要。段是信息的逻辑单位，它含有一组其意义相对完整的信息。分段的目的是为了更好地满足用户的需要。
·页的大小固定且由系统决定，把逻辑地址划分为页号和页内地址两部分，是由机器硬件实现的。段的长度不固定，且决定于用户所编写的程序，通常由编译系统在对源程序进行编译时根据信息的性质来划分。
·页式系统地址空间是一维的，即单一的线性地址空间，程序员只需利用一个标识符，即可表示一个地址。分段的作业地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既需给出段名，又需给出段内地址。


原理作业10. 页式存储管理和段式存储管理的工作原理特点、特点
及优劣。

答：页式管理的基本思想是：为了更好地利用分区存储管理中
所产生的"零头"问题，允许把一个作业存放在不连续的内存块中，
又可以连续运行，它允许只调入用户作业中常用部分，不常用部分
不长期驻留内存，有效提高了内存的利用率。

页式存储管理的工作原理：
A、划分实页：将物理内存划分成位置固定、大小相同的"块"（实页
面）。
B、划分虚页：将用户逻辑地址空间也分成同样大小的页面，成为虚
拟空间的虚页面。
C、建立页表：有时称为页面表或页面映射表（PMT）。每个作业一
张，按虚页号进行登记，其基本的内容有特征位（表示该页是否
在内存、实页号以及对应外存的地址。
D、地址变换：将虚页面的逻辑地址转化为实页面的物理地址，在程
序执行时改变为物理地址，属于作业的动态重定位，一般由地址
转换机构（硬件）完成。

特点：
允许一个作业存放在不连续的内存块中而又能保证作业连续得以运行
，既不需要移动内存中的信息，又可较好地解决零头。

优点：
a、不要求作业存放在连续的内存块中，有效地解决零头。
b、允许用户作业不是一次集中装入内存而是根据需要调入，作业中
不常用部分不长期驻留内存，而本次运行的不用部分根本就不装
入内存。
c、提供了虚存，使用户作业地址空间不再受内存可用空间大小的限
制。

缺点：
a、页式管理在内存的共享和保护方面还欠完善。
b、页面大小相同，位置不能动态增加。
c、往往需要多次缺页中断才能把所需的信息完整地调入内存。

段式存储管理的基本思想是：把程序按内容或过程（函数）关系
分成段，每段有自己的名字。一个用户作业或进程所包含的段对应于
一个二维线性虚拟空间，也就是一个二维虚拟存储器。段式管理程序
以段为单位分配内存，然后通过地址映射机构把段式虚拟存储地址转
化为内存中的实际地址。和页式管理一样，段式管理也采用只把那些
经常访问的段驻留内存，而把那些在将来一段时间内不被访问的段放
在外存，待需要时自动调入内存的方法实现二维虚拟存储器。按照作
业的逻辑单位--段，来分配内存，适合程序的逻辑结构，方便用户设
计程序。

段式存储管理的工作原理：
A、采用二维地址空间，如段号（S）、页号（P）和页内单元号（D）；
B、系统建两张表格每一作业一张段表，每一段建立一张页表，段表
指出该段的页表在内存中的位置；
C、地址变换机构类似页式机制，只是前面增加一项段号。

特点：
a、每一段分成若干页，再按页式管理，页间不要求连续；
b、用分段方法分配管理作业，用分页方法分配管理内存；

优点：
便于段的共享和保护、段的动态增长以及动态连接。

缺点：
为了消除零头和允许段的动态增长，需要花费CPU的大量时间在内存
中移动作业的分段，而且段的大小也给外存管理带来困难。

⑧ 如何查电脑的物理地址

按步骤操作即可查询电脑的物理地址。

1、按住键盘上的Windows键，再按R键，调出“运行”窗口

(8)如何通过页表查找物理地址扩展阅读：

在存储器里以字节为单位存储信息，为正确地存放或取得信息，每一个字节单元给以一个唯一的存储器地址，称为物理地址（Physical Address），又叫实际地址或绝对地址。

地址从0开始编号，顺序地每次加1，因此存储器的物理地址空间是呈线性增长的。它是用二进制数来表示的，是无符号整数，书写格式为十六进制数。它是出现在CPU外部地址总线上的寻址物理内存的地址信号，是地址变换的最终结果。用于内存芯片级的单元寻址，与处理器和CPU连接的地址总线相对应。

在计算机科学中，物理地址（英语：physical address），也叫实地址（real address）、二进制地址（binary address），它是在地址总线上，以电子形式存在的，使得数据总线可以访问主存的某个特定存储单元的内存地址。在和虚拟内存的计算机中，物理地址这个术语多用于区分虚拟地址。尤其是在使用内存管理单元（MMU）转换内存地址的计算机中，虚拟和物理地址分别指在经MMU转换之前和之后的地址。在计算机网络中，物理地址有时又是MAC地址的同义词。这个地址实际上是用于数据链路层，而不是如它名字所指的物理层上的。

参考资料：物理地址 网络

⑨ 如何查找自己电脑的物理ip

查看物理地址方法：

1、点“开始”—“运行”—输入—“cmd”—回车，如图一，图二：

4、同时也可显示出您电脑上网环境的IP、DNS、网关地址、子网掩码等信息。

物理地址的含义：

在计算机科学中，物理地址（英语：physicaladdress），也叫实地址（realaddress）、二进制地址（binaryaddress），它是在地址总线上，以电子形式存在的，使得数据总线可以访问主存的某个特定存储单元的内存地址。

在和虚拟内存的计算机中，物理地址这个术语多用于区分虚拟地址。尤其是在使用内存管理单元（MMU）转换内存地址的计算机中，虚拟和物理地址分别指在经MMU转换之前和之后的地址。

在计算机网络中，物理地址有时又是MAC地址的同义词。这个地址实际上是用于数据链路层，而不是如它名字所指的物理层上的。

⑩ 如果知道了页表寄存器的地址和虚页号，如何知道PTE的地址

一 页面与页表

1 页面

分页存储管理是将作业的逻辑地址划分为一系列同等大小的部分，称为页。并为各页加以编号，每个作业的页的编号都是从0开始的。与之类似，把可用的物理内存也划分为同样大小的连续的部分，称为块或页框。同样为块也进行标号，从0#开始。在为进程分配内存空间时，以页为单位，每个内存中的块存放一页用户作业。只要内存中有足够多的块，这些块可以相邻也可以不相邻，就可以存放整个作业了。

页面的大小对于内存利用和系统开销来说非常重要，页面太大，在作业的最后一页必然会剩余较大不能利用的空间--内碎片。页面太小，虽然可以减小内碎片的大小，但是一个作业的页太多，会使得作业页表太长而占用内存，同时系统频繁地进行页面转化，加重系统开销。因此，页面的大小应该适中，通常为512B - 8KB，windows系统的页面大小为4KB。

2 地址结构

分页系统中的地址结构由两部分组成，页号和页内偏移量。可以解释为一个二元组（p，w），其中p是页号，w是页面p中的偏移量或者相对于p页开始的位置。下图（a) 中的地址长度为32位，其中0 - 9位为页内偏移量，每页的大小为2的10次方 = 1k；10 - 31位为页号，共计2的22次方 = 4M页。在图（b）中，地址长度同样为32位，其中0 - 11位页内偏移量，每页的大小为2的12次方 = 4k；12 - 31位为页号，共计2的20次方 = 1M页，由此可知不同的系统页的大小是不一样的。

2 采用大小不等的段，逻辑地址和物理地址之间不再是简单的对应关系。考虑一个 n+m 位的地址，左边的n位为段号，右边的m位为段内地址。当进程进入运行状态时，它的段表地址被装入到段表寄存器中。