页表项长度的计算方法

最新推荐文章于 2023-11-26 11:08:59 发布

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本文链接：https://blog.youkuaiyun.com/hzliu12345/article/details/103458678

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Frame Number – It gives the frame number in which the current page you are looking for is present. The number of bits required depends on the number of frames.Frame bit is also known as address translation bit.

Number of bits for frame = Size of physical memory/frame size

来源：https://www.geeksforgeeks.org/page-table-entries-in-page-table/

用逻辑地址长度求页表项长度的，有一个算一个都是错的

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页式存储（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。）...

weixin_30414155的博客

07-14

5293

页式存储（清华大学）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。（1）假设系统使用纯页式存储，则要采用多少级页表，页内偏移多少位？（2）假设系统采用一级页表，TLB命中率为98%，TLB访问时间为10ns，内存访问时间为100ns，并假设当TLB访问失败后才访问内存，问平均页面访问时间是多少？（3）如果是二级页表，页面平均...

linux 内核参数 pte,Linux下通过线性地址得到页表项pte(X86和龙芯2F下）

weixin_33603331的博客

05-12

1414

在Linux中，内核的页面映射机制分为三层，页面目录和页面表中间设有一个“中间目录”。中间目录是为了对64位CPU兼容而设计的。在内核代码中，页面目录称为PGD，中间目录称为PMD，页面表成为PT， PT中的表项称为PTE，是“page table entry的缩写”。一个进程的线性地址从高位到低位划分为4个段，各占若干位，分别作用为目录PGD中的下标，中间目录PMD的下标、页面表的下标以及物理...

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内存分页、进程分页、页表长度

weixin_45504248的博客

11-03

1736

内存分页、进程分页、页表项长度

页框，页表，页表项，页面大小，页表项长度的理解

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qq_51377092的博客

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1.页框（物理块）：将内存空间分成一个个大小相等的分区（页框号或物理块号从0开始）。 2.页（页面）：将用户进程的地址空间分为与页框大小相等的一个个区域（页号一般也从0开始）。因为要将进程中的页分别装入多个可以不相邻接的页框（物理块）中，且由于进程中的最后一页经常装不满一块，所以会产生内部碎片。（注：内部碎片是指分配给某进程的内存区域，有些部分没用上。如：分配给进程A4M，而该进程只占用了3M，剩余1M没使用，为内部碎片。）页面长度：指这个页总共有几个页面或页表项（下面有解释）。页面大小...

分页存储管理中的页表项长度是什么？

dongyanxia1000的专栏

05-17

3万+

看到很多人有疑问？读到这里的时候我也有疑问的。在操作系统的分页存储管理方式中，写道：将页表始址与页号和页表项长度的乘积相加，便得到该表项在页表中的位置，于是可从中得到该页的物理块号，将之装入物理地址寄存器中。列出式子出来：页表始址+页号x页表项长度 1）页表项长度是页面长度是吗？ 2）如果是页面长度，那两者相乘就是整个内存的大小来，你想一想整个内存都用来存储页表可能吗？当

操作系统中页表，页框，页表长度，页表项长度，页面，页面大小的概念

m0_63758097的博客

11-26

1056

页表与虚拟内存

a531878891的博客

09-03

2735

引言虚拟内存也叫做虚拟存储器，作为现代操作系统中存储管理的一项重要技术，实现了内存扩充功能。我们知道一台计算机的内存其实是很小的，但很多程序所需要的空间却是非常大的；这个问题有两个解决方案，一个显而易见的方法就是从物理上增加容量，但这往往受到机器自身的限制，而且无疑要增加系统成本；所以现在大多数计算机都采用第二种方法，就是虚拟内存加交换技术。一、页表分页技术是用来管理内存空间的。分页技术可以解决内存不连续的问题，让碎片化空间最小化。页面：分页储存管理将进程的逻辑地址空间分成若干个页，并为各

Linux内存管理二（页表）

YH1363190的博客

07-10

1623

Linux内存管理系列，持续更新中...

计算机组成--虚拟存储器

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02-11

690

实地址：计算机物理内存的访问地址称为实地址或物理地址，其对应的存储空间称为物理存储空间或主存空间虚地址：用户编制程序时使用的地址称为虚地址或逻辑地址，其对应的存储空间称为逻辑地址空间或虚存空间再定位：进行虚地址到实地址转换的过程称为程序的再定位虚存的访问过程：每次访存时，首先判断虚地址所对应的部分是否在实存中，如果是，则进行地址转换并用实地址访问主存，否则，按照某种算法将辅存中的部分程...

深入理解Linux虚拟内存详解(MMU、页表结构)

j简说Linux的博客

11-08

1652

前言：内存是程序得以运行的重要物质基础。如何在有限的内存空间运行较大的应用程序，曾是困扰人们的一个难题。为解决这个问题，人们设计了许多的方案，其中最成功的当属虚拟内存技术。Linux作为一个以通用为目的的现代大型操作系统，当然也毫不例外的采用了优点甚多的虚拟内存技术。一，虚拟内存为了运行比实际物理内存容量还要大的程序，包括Linux在内的所有现代操作系统几乎毫无例外的都采用了虚拟内存技术。虚拟内存技术，可让系统看上去具有比实际物理意义内存大的多的内存空间，并为实现多道程序的执行创造了条件。 (1)虚.

分页存储管理的页表项长度问题

anthony_Paul的博客

12-01

1128

初次遇到这个式子我疑问颇多。页表项长度是啥，和地址有啥关系页表项地址=页表起始地址+页号*页表项长度页表项长度就是就是页表项在内存中所占字节数因为计算机根本上是按字节为单位来存储信息的，但是页表项可能大于一个字节。又因为页表想长度是固定的。所以前面说的等式成立。我思考半天，没有抓住根本问题，页表项长度。这是我浪费精力的一个主要原因。如果本文帮助了您，能给我个关注吗？

逻辑地址空间、页表与如何确定页表项大小

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10-17

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32位逻辑地址空间，一页4KB，按字节编制，页式内存管理中如何确定页表项大小因为是32位逻辑地址，故寻址空间为2^32B，而一页大小为4KB，故需要2^32/4B=2^20页=1M页。假设在内存中地址：而页表则是对这些页表的记录。因一页大小是4KB，占据了逻辑地址的低12位，高20即为页号。 1M页页号要20位，按字节寻址，⌈20/8⌉=3B，故页号一项至少3B(也即页表项大小...

关于计算页表的大小

m0_56238419的博客

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例子：在计算机内部，页的大小为2的幂指数字节或者字为单位，假设虚存空间为1TB,页的大小为64KB，则页表应为大约16M字（以页为单位） 1TB÷16KB≈16M。注意：是虚存空间大小决定存储在主存中页表表项的行数）已知虚存空间和页表大小，可以知道页表中的记录项（也就是一行）的个数。已知页表记录项的个数和每个页的大小，相乘记为页表大小。在页表中，记录的项数是由虚页数决定的，

操作系统页表项长度问题的记录

qq_43152622的博客

06-24

4198

学习分页存储管理的过程中，对于每个页表项大小的下限如何确定这个问题不是很理解，经过一番周折终于弄懂，特此记录。问题描述以32位逻辑地址空间、字节编址单位、一页4KB为例，地址空间有232B / 4 KB = 1M页，需要log21M = 20位才能保证范围容纳所有页面，而又因为以字节作为编址单位，即页表项的大小大于等于20 /8 = 3B.这个3B是个下界，可以选择4B使得一个页面正好可以装下1K个页表项。对于虚拟分页存储的每个进程来说，它的逻辑地址空间为32位，进程之间互不影响。按字节编址的意思

Linux内存管理：反向映射机制（匿名页，文件页和ksm页）

RToax

11-20

2521

目录 1.反向映射的发展 2.反向映射应用场景 3.匿名页的反向映射 4.文件页的反向映射 5.ksm页的反向映射 6.总结 7.作者简介 8.推荐阅读为了系统的安全性，Linux内核将各个用户进程运行在各自独立的虚拟地址空间，用户进程之间通过虚拟地址空间相互隔离，不能相互访问，一个进程的奔溃不会影响到整个系统的异常也不会干扰到系统以及其他进程运行。 Linux内核可以通过共享内存的方式为系统节省大量内存，例如fork子进程的时候，父子进程通过只读的方式共享所有的私有页面。再比如.

页表长度和页表大小_OS——关于页面大小与页表项的问题

weixin_34474759的博客

02-05

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一、采用分页管理方式时，操作系统将进程划分成若干个页面，将内存划分为若干个内存块(or页)，页面和内存块大小一致并且一一对应，但是由于进程划分页面时，最后一个页面大小可能小于内存块大小，导致存放的最后一个内存块存在内部碎片，成为页内碎片。为了方便查找还引入了页表机制，如下图(页面数量多时可以使用多级表)。页表是一种数据结构，其中每一项成为页表项，存放内存块号(每个页表项对应一个内存块)，并且将页表...

[操作系统] 分页存储管理中的页表项长度

m0_37768843的博客

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5153

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页表页表项页表大小等相关

qq_52791268的博客

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Linux-页、页表、页框（块）+虚拟内存

kking_edc的博客

10-13

2064

在Linux操作系统中，CPU在执行一个进程的时候，都会访问内存。但CPU并不是直接访问物理内存地址，而是通过虚拟地址空间来间接的访问物理内存地址。所谓的虚拟地址空间，是操作系统为每一个正在执行的进程分配的一个逻辑地址，在32位机上，操作系统通过将虚拟地址空间和物理内存地址之间建立映射关系，让CPU间接的访问物理内存地址。通常将虚拟地址空间以512Byte ~ 8K，作为一个单位，称为页，并从0开始依次对每一个页编号。这个大小通常被称为页面将物理地址按照同样的大小，作为一个单位，称为框或者块，也从0开

计组考研页表块表地址

最新发布

01-14

### 关于页表和块表地址计算方法及实现方式 #### 页表与块表的概念在虚拟内存管理系统中，操作系统通过分页机制将逻辑地址映射到物理地址。这一过程中涉及两个重要表格：页表(Page Table)和快表(Translation Lookaside Buffer, TLB)，也称为块表。 #### 页表的作用页表用于记录进程所使用的每一页对应的框架号(Frame Number)，即实际存在于RAM中的位置。当CPU执行指令访问某个特定的虚拟地址时，MMU（Memory Management Unit）会先查询该页面是否已经在TLB缓存里；如果命中，则直接获取其对应的实际物理地址并完成数据传输操作；如果没有找到匹配项，则需进一步查阅更完整的页表来定位所需资源的位置[^1]。 #### 快表(TLB)的功能为了提高效率，在现代处理器内部通常设置了一个小型高速缓冲区——TLB，用来保存最近使用过的几条最常用的虚实地址对照关系。每当有新的请求到来时，系统优先尝试在此处寻找目标信息，从而减少因频繁读取较慢速外部存储设备而带来的延迟影响[^2]。 #### 地址转换流程假设当前正在运行的应用程序试图读写某一段位于用户空间内的变量`var`，此时它持有的只是相对应的线性/虚拟地址VA(Value Address)而非确切的目标所在之处PA(Physical Address)： 1. **提取索引部分** 首先从给定的VA中分离出Page Offset作为最终输出的一部分； 2. **查找TLB** 接着利用剩余高位组成的Page Frame Index去检索TLB内是否存在相吻合的数据项； 3. **未命中的情况** * 若未能成功发现预期的结果，则转至更大规模但也相对较慢一些的传统形式化结构—多级或多维数组样式的Page Tables继续探索直至获得满意的解答为止； 4. **组合成完整PAs** 将先前保留下来的Offset同新近得到的有效Frame Numbers拼接起来形成真正的可寻址范围，并据此实施下一步动作如加载或更新指定单元格里的内容等。 #### 计算实例设有一个采用两级分层设计模式下的Linux x86_64架构平台环境，其中各参数设定如下所示： - 页面大小(Size of Page): 4KB (2^12 bytes) - 物理地址宽度(Size of Physical Address Space): 48 bits - 虚拟地址长度(Size of Virtual Address Space): 47 bits - 每个PTE(Page Table Entry)占用8 Bytes的空间那么对于任意一个有效的VAs而言，可以按照下面的方式来进行解析拆解以及相应的变换处理: ```python def calculate_page_table_entries(virtual_address_space_size=47, page_size_bits=12, pte_size_bytes=8): """ Calculate the number of entries required for a two-level page table. Args: virtual_address_space_size (int): Total size of VA space in bits. page_size_bits (int): Size of each page in bits. pte_size_bytes (int): Size of one PTE entry in bytes. Returns: tuple: A pair containing total pages and total PT entries needed. """ # Calculate how many bits are used as offset within a single page offset_bit_count = min(page_size_bits, 9) # Determine remaining bit count after removing offsets upper_level_index_bit_count = max((virtual_address_space_size - offset_bit_count), 0) # Split into first level index and second level index based on typical sizes fl_idx_len = int(upper_level_index_bit_count / 2) sl_idx_len = upper_level_index_bit_count - fl_idx_len num_pages_per_pte = 2**(page_size_bits-offset_bit_count) pt_entry_count_first_lvl = 2**fl_idx_len pt_entry_count_second_lvl = 2**sl_idx_len*num_pages_per_pte return ((pt_entry_count_first_lvl*pte_size_bytes), (pt_entry_count_second_lvl*pte_size_bytes)) # Example usage with default parameters matching common architectures first_level_size, second_level_size = calculate_page_table_entries() print(f"First Level Page Directory Size: {first_level_size} B") print(f"Second Level Page Table Entries Size: {second_level_size} B") ``` 上述代码展示了如何基于已知条件估算构建一个多层级次序排列的页表所需的总容量需求。这有助于理解不同配置下系统的开销差异及其潜在局限性[^3]。