内存管理流程图

无存储器抽象

无存储器抽象是早期操作系统的内存管理方式，程序直接访问物理内存，没有地址空间隔离，也没有虚拟内存的概念

程序没有独立的地址空间，所有程序共用物理内存地址。

典型内存布局变体（三种模式）

模式	操作系统位置	用户程序位置	存在问题
模式 a	RAM （，随机存取存储器）底部	RAM 中，从地址 0 向上	用户程序错误会直接破坏操作系统
模式 b	ROM（只读存储器） 顶部	RAM 中	依赖 ROM 存储系统代码，仍无隔离
模式 c	BIOS（基本输入输出系统） / 驱动在 ROM 顶部，系统在 RAM 底部	RAM 中	用户程序可直接修改系统数据，稳定性差

共性缺陷：用户程序和操作系统、用户程序之间没有隔离，错误会直接导致系统崩溃或数据冲突。

核心问题： 程序间内存冲突 程序无法重定位

解决办法：IBM 360 的硬件保护机制（硬件辅助隔离）使用静态重定位技术，加载程序时修改指令中的绝对地址，适配新的内存位置。

无存储器抽象是早期操作系统的内存管理方式，程序直接访问物理内存，没有地址空间隔离，存在严重的稳定性和多任务缺陷，最终被虚拟内存（存储器抽象）取代。

一种存储器抽象：地址空间

定义 地址空间是进程可用来寻址内存的一系列地址集合，为每个进程提供一个抽象的、独立的内存环境。

• 每个进程拥有自己的地址空间，相互隔离、互不干扰。
• 逻辑地址相同也不会冲突，因为它们会被映射到不同的物理内存区域。

解决的核心问题 内存保护 地址重定位 多进程并行

原理：为每个进程分配独立的逻辑地址空间，通过映射到不同物理内存区域实现隔离。

技术实现：动态重定位（基址 + 界限寄存器） (变址寄存器不常这样称呼)

原理：通过基址寄存器和界限寄存器，建立进程地址空间与物理内存的映射关系。

• 基址寄存器：存放进程在物理内存中的起始地址。
• 界限寄存器：存放进程的地址空间大小 / 最大偏移量。（也就是程序的长度）
• 物理地址计算公式：物理地址 = 基址寄存器值 + 逻辑地址（偏移量）(指令中的逻辑地址（偏移量）必须小于界限寄存器值，否则视为越界访问，系统会终止进程。)

优势：程序加载到任意物理内存位置，只需修改基址寄存器值即可正常运行，无需修改程序代码。

交换技术

定义：交换是操作系统处理物理内存不足的一种技术，将一个进程完整地从内存移到磁盘（交换区），需要时再调回内存。

核心目的：让更多进程能 “同时” 存在于有限的物理内存中，解决内存资源紧张的问题。

技术	核心特点	粒度	适用场景
交换（Swapping）	进程整体换入 / 换出	整个进程	早期无分页 / 分段的系统
虚拟内存	进程部分换入 / 换出（按需调页）	页 / 段	现代操作系统，按需加载

二、交换过程的核心流程

重定位问题

两种重定位方式（考研高频）：

1. 静态重定位：进程装入内存时，由软件一次性修改地址（早期技术，现在很少用）。

2. 动态重定位

   ：程序执行期间，通过硬件寄存器实现地址转换：

   • 基址寄存器（BR）：存进程在内存的起始地址
   • 变址寄存器（LR）：存变量 / 指令的相对偏移
   • 物理地址 = 基址寄存器 + 逻辑地址

动态重定位是交换技术的核心支撑，也是分页 / 分段地址转换的基础。

三、交换带来的问题与解决技术

内存碎片

• 定义：多次交换后，内存中会出现大量零散的空闲块（“空洞”），导致总空闲空间足够，但无法分配给需要连续内存的进程。
• 解决方式：内存紧凑（Memory Compaction）
  • 把所有进程向低地址移动，合并零散空闲块为一个大的连续块。
  • 缺点：需要大量 CPU 时间复制数据，现代系统很少用（考研选择题常考 “内存紧凑的开销问题”）。

四、进程内存分段（考研超高频考点）

现代操作系统的进程内存空间，按用途划分为多个段

段名	核心作用	存储内容	增长方向	关键考点
代码段（Text）	存放程序指令	只读指令、常量字符串	低地址向高地址	只读，防止修改指令
数据段（Data）	存放已初始化全局 / 静态变量	int a=10;	低地址向高地址	可读可写
BSS 段	存放未初始化全局 / 静态变量	int b;（默认 0）	低地址向高地址	不占可执行文件空间，加载时清零
只读数据段（ROData）	存放只读常量	const int c=10;、printf 格式串	-	程序运行时不可修改
栈（Stack）	存放局部变量、函数参数、返回地址	函数内int d=10;	高地址向低地址（向下增长）	LIFO 原则，函数调用时分配，结束时回收
堆（Heap）	动态内存分配	malloc/new分配的内存	低地址向高地址（向上增长）	程序员手动管理，易内存泄漏

考研常考细节：

1. BSS 段和数据段的区别：BSS 段的变量不占可执行文件的磁盘空间，加载到内存时才分配并初始化为 0。
2. 栈和堆的增长方向：栈向下增长（向低地址），堆向上增长（向高地址），两者相向而行，中间是预留的增长空间。
3. 段定义（汇编视角）：考研可能考汇编中段的伪指令（segment/ends），理解段的本质是 “连续的内存区域” 即可。

五、数据段（Data Segment）动态增长的三种处理方式

当进程的数据段需要扩展，但相邻内存不是空闲时，操作系统有三种处理策略：

1. 相邻空闲区分配
   • 条件：进程相邻的内存是空闲块
   • 操作：直接把空闲块分配给进程，无需移动 / 交换
   • 优点：开销小，效率高
2. 进程重定位 / 交换
   • 进程重定位：把进程整体移动到内存中一个足够大的空闲区域（需要动态重定位硬件支持）
   • 进程交换：把相邻的进程换出到磁盘，释放连续空闲区给目标进程（需要 I/O 操作，开销大）
3. 挂起 / 终止进程
   • 挂起进程：将进程置于挂起状态，等待内存资源释放（进程被换出到磁盘）
   • 终止进程：直接结束进程，释放内存资源（极端情况才用）

六、进程增长预留

核心思想 进程创建 / 换入内存时，预留额外的内存空间，应对未来数据段 / 栈的增长需求，减少频繁交换 / 移动带来的开销。

交换进程时，不需要把预留的增长空间也换出，只换出实际使用的内存页，减少 I/O 开销。

空闲内存管理

考研主要考两种方法：位图（Bitmap） 和 空闲链表（Free Lists）。

1. 位图（Bitmap）

原理

• 把内存划分成一个个固定大小的分配单元（比如 4B、16B、1KB），每个单元对应位图中的 1 位。
• 用0表示空闲，1表示已占用（也可以反过来）

关键考点

• 空间开销：分配单元越小，位图需要的位数越多。
• 优点：实现简单，内存占用小。
• 缺点
  • 分配内存时，需要遍历位图找连续的 0 位，效率低
  • 如果进程大小不是分配单元的整数倍，最后一个单元会产生内部碎片。

2. 空闲链表（Free Lists）

原理

• 用链表把内存中的空闲块和已占用块串起来，每个节点记录：
  • 类型（空闲 / 进程）
  • 块的长度
  • 指向下一个节点的指针
• 通常按内存地址顺序排列链表，方便合并相邻空闲块。

关键考点：进程回收时的四种合并情况（考研超高频）

当进程 X 终止释放内存时，要检查它和前后块的相邻情况，合并相邻空闲块，减少碎片：

1. 前后都是进程：直接把 X 标记为空闲块，插入链表。
2. 前进程，后空闲：和后面的空闲块合并。
3. 前空闲，后进程：和前面的空闲块合并。
4. 前后都是空闲：和前后两个空闲块合并成一个大空闲块。

优点

• 动态灵活，不需要预先划分固定单元，无内部碎片（分配多少用多少）。
• 合并空闲块方便，减少外部碎片。

缺点

• 链表本身有额外开销（每个节点的类型、长度、指针）。
• 分配内存时需要遍历链表，效率不如位图。

基于空闲链表，操作系统会用不同的策略给进程分配空闲块，核心是这四种

算法	核心规则	优点	缺点	考研重点
首次适配（First Fit）	从链表头开始找，找到第一个足够大的空闲块分配	速度快，一旦找到就停止；内存碎片分布均匀，大空闲块保留在后面	容易在链表前部留下小碎片，后续分配效率下降	算法流程、优缺点对比
下次适配（Next Fit）	上次分配结束的位置开始往后找，不再从头开始	避免重复遍历前面的块，减少重复搜索	容易错过链表前部的大空闲块，导致大碎片被浪费；性能通常不如首次适配	与首次适配的区别、性能对比
最佳适配（Best Fit）	遍历整个链表，找能装下进程的最小空闲块	分配的块大小最匹配，内存利用率高	产生大量微小碎片（外部碎片），后续无法利用；遍历整个链表，效率低	核心缺陷（小碎片问题）、与最差适配对比
最差适配（Worst Fit）	遍历整个链表，找能装下进程的最大空闲块	分配后剩余的块较大，不容易形成微小碎片	破坏大空闲块，后续大进程可能无法分配；同样需要遍历链表，效率低	核心缺陷（大空闲块被破坏）、与最佳适配对比

优化算法：快速适配（Quick Fit） 核心思想

• 为不同大小的空闲块，维护多个独立的链表（比如 4KB、8KB、16KB 各一个链表）。
• 分配时，直接根据进程大小找对应链表，快速取出空闲块，无需遍历整个链表。

虚拟地址

核心思路：不用把整个程序放进内存，只放当下正在用的一小段，暂时不用的存在硬盘。

给每个程序单独分配一套专属地址（虚拟地址）

核心硬件：MMU 内存管理单元

基本流程

1 CPU 执行代码，输出虚拟地址，发给 MMU（专门做地址转换的硬件）；
2 MMU 查页表，把虚拟地址翻译成真实物理地址；
3 MMU 把翻译好的物理地址发到总线，访问内存；
4 如果 MMU 发现这个虚拟地址对应的内容不在内存里 → 触发缺页中断，交给操作系统处理。

分页

把程序的虚拟地址空间，切成固定大小的小块，每一块叫页

物理内存也切成一模一样大小的块，叫页框 / 物理页框

规定：页的大小一定是 2 的 n 次方（4KB、8KB、16KB 这种），方便硬件快速计算。 12为 2^12=4kb

虚拟地址 = 高位【页号】 + 低位【页内偏移】

页内偏移：表示在这一页内部，第几个字节，虚实转换全程不变；

页号：用来去页表里查，这个虚拟页存在内存哪一个物理页框。

图里面 页表有16个  2^4=16 所以页号占用4位 
页面大小也就是偏移量 2^12=4096B

页表

页表是每个进程独立拥有的数组结构，虚拟页号 = 数组下标，一条数组元素 = 一个页表项

页表本身存放在物理内存中

每个程序一张页表，表格每一行对应一个虚拟页，记录两条关键信息：

1. 在 / 不在位（有效位）：0 = 页面在硬盘，不在内存；1 = 页面在内存，后面跟着物理页框号；
2. 物理页框号：如果页面在内存，MMU 拿这个编号拼接偏移，得到最终物理地址。

页表项结构

字段	别名	取值含义
页框号	PFN	十进制 / 二进制编号
在 / 不在位	有效位 Present	1 = 页面在内存；0 = 缺页
修改位	脏位 Dirty	1 = 页面被写过；0 = 只读未修改
访问位	引用位 Referenced	1 = 近期访问过；0 = 长期未访问
保护位	读写权限位	读 / 写 / 执行权限标记
高速缓存禁止位	辅存地址位	1 = 禁用 CPU 缓存；0 = 允许缓存
禁止位	保留位	系统预留

脏位：减少不必要磁盘写操作；
访问位：辅助页面置换，降低缺页率；
缓存禁止位：保证硬件 I/O 数据实时准确

缺页中断完整全过程

场景：程序执行 MOV REG,32780，虚拟地址 32780 对应的页表条目在 / 不在位 = 0

第一步：硬件操作（MMU）

MMU 检测有效位为 0，立刻触发缺页中断，暂停 CPU，把控制权交给操作系统。

第二步：操作系统内核 5 步处理（软件）

1淘汰一页：找当前内存里最少使用的物理页框；
如果淘汰的页面修改过（脏页），先把内容写回硬盘；没修改过直接覆盖；
2读入缺失页面：从硬盘把虚拟页 8，读到刚腾出来的物理页框；
3更新旧页表：刚才被淘汰的虚拟页，有效位改成 0；
4更新当前页表：虚拟页 8 条目，有效位改成 1，填入新物理页框号；
5返回 CPU：操作系统结束中断，CPU 重新执行刚才失败的 MOV 指令，这次 MMU 就能正常翻译地址。

概念类重点

页：虚拟地址空间分块；页框：物理内存分块，二者大小完全相等；

虚拟地址：程序看见的地址；物理地址：内存真实硬件地址；

MMU：硬件，唯一作用：虚拟地址→物理地址转换，检测缺页；

页表：操作系统维护的数据结构，保存虚拟页→物理页框映射；

缺页中断：硬件触发的故障异常，页面不在内存时发生，处理完重新执行指令；

页大小必须是 2 的整数次幂：硬件不用做除法，直接截取二进制低位当偏移，速度快。

加速分页

1.为什么需要 TLB

痛点 1：地址转换效率极低

无优化分页访存流程：一次 CPU 访存 = 两次物理内存访问

1. 第一次读内存：读取页表项，完成虚拟→物理地址映射；

2. 第二次读内存：访问目标数据 / 指令。

   现代 CPU 单条指令执行仅 1ns，页表查询必须控制在 0.2ns 内；两次内存访问直接将内存性能腰斩，成为系统瓶颈，必须优化。

痛点 2：页表规模爆炸

32 位虚拟地址、4KB 页：约 100 万条页表项；

64 位虚拟地址页面数量几乎不可估量。

完整页表常驻内存开销极大，进程切换时重载整个页表会严重掉性能。

2. TLB 基础概念

1. 全称：Translation Lookaside Buffer，别名**快表、地址翻译缓存、相联存储器 ** 页表高速缓存；
2. 硬件位置：集成在 MMU 内存管理单元内部，处于 CPU 与内存缓存之间；
3. 设计原理：依托程序局部性原理（程序只会频繁访问少量页面），缓存近期高频使用的「虚拟页号→物理页框」映射（页表项 PTE）；
4. 核心价值：命中 TLB 时仅需1 次内存访问，消除两次访存的性能损耗。

3. TLB 表项结构

TLB 每条表项完整复制页表项全部标记：

有效位、虚拟页面号、修改位（脏位）、保护位、访问位、高速缓存禁止位、页框号。

• 虚拟页号：TLB 匹配检索的唯一标识；
• 保护位：校验读写 / 执行权限，非法访问触发保护异常；
• 修改位：页面写入时同步更新，淘汰 TLB 条目时同步写回内存页表。

4. 硬件 TLB 完整访存流程

页表是存放在内存里的 “完整字典”，TLB 是 CPU 芯片里的 “高频单词小抄”。查单词先看小抄，有就直接用；没有再翻厚厚的字典，同时把单词抄到小抄上。

TLB 命中判断两个必要条件：①虚拟页号完全匹配；②有效位为 1；③访问操作符合保护位权限。

5.两种 TLB 失效类型

失效分类关键区分：有无磁盘 IO，无 IO = 软失效，有磁盘读 = 硬失效（本质就是缺页中断）

失效类型	触发条件	处理流程	速度
软失效（Soft Miss）	页面已在物理内存，仅映射未缓存进 TLB	仅内存操作，OS 从内存页表读取 PTE 写入 TLB，无磁盘 IO	极快（纳秒级）
硬失效（Hard Miss）	页面既不在 TLB，也不在物理内存	触发缺页中断，磁盘 IO 读页面进内存，更新页表后写入 TLB	极慢（毫秒级，百万倍耗时）

6.TLB 条目淘汰策略

TLB 硬件容量有限，新增映射时必须淘汰旧条目，通用策略LRU（最近最少使用）：淘汰最久未访问的页面映射，降低后续再次失效概率；淘汰时同步将 TLB 内修改位同步更新至内存页表。

针对大内存的页表

多级页表

计算题

每一级页表本身必须完整存放在1 个物理页面内，不能跨页存储 。 当前不需要的页表先放在磁盘

多级页表缺点

无 TLB 命中时，n 级页表需要 n 次额外内存访问：二级页表需要 2 次内存读页表，三级页表需要 3 次，访存延迟更高。

倒排页表（了解）

哈希 最简单理解就是对下标取模

传统单层 / 多级页表：1 个虚拟页对应 1 条页表项，页表长度 = 进程虚拟页面总数；

倒排页表：1 个物理页框对应 1 条页表项，页表长度 = 机器物理内存总页框数，和虚拟地址空间大小无关。

每条条目存储：

1. 虚拟页号 + 进程 ID：唯一标识某进程的某虚拟页；
2. 控制位：有效位、访问位、修改位、保护位；
3. 链表指针：哈希冲突时，链接同哈希值的其他页表项。

页面置换算法

置换的是内存中的物理页面（页框）

置换的原因 物理内存容量有限 发生缺页异常 内存无空闲页框

最优页面置换算法 OPT

1. 核心原理

缺页中断发生时，预测内存中每个页面未来多久才会被访问，淘汰未来最久才用到 / 永远不会再访问的页面，最大限度减少缺页次数。

2. 关键特点

• 理论性能天花板，缺页中断次数最少；

• 无法实际实现：操作系统不能提前预知程序未来的页面访问序列，仅作为衡量其他算法好坏的理论标杆。

  3. 适用场景

仅用于理论分析

NRU 最近未使用置换算法

1. 前置基础：页面两个标记位 每个页表项维护 2 个标志位：

• R 位（访问位）：页面被读写访问时置 1；时钟周期定时清零所有页面 R 位；
• M 位（修改位 / 脏位）：页面内容被修改写入数据时置 1，代表页面和磁盘副本不一致，置换时需要写回磁盘。

2. 页面四分类（按 R、M 组合），置换优先级从高到低（先淘汰靠前类别）

0 类：R=0，M=0 → 很久没访问、未修改（优先淘汰）

1 类：R=0，M=1 → 很久没访问、已修改

2 类：R=1，M=0 → 近期访问、未修改

3 类：R=1，M=1 → 近期访问、已修改（最后淘汰）

3. 执行流程

缺页时，从编号最小的非空分类里随机选一页淘汰；先找 0 类，没有就找 1 类，依次类推。

4. 优缺点

• 优点：逻辑简单、开销低，不用记录页面进入顺序，只靠两个标记位分类；
• 缺点：同一类内随机淘汰，无法区分页面闲置时长；定时清零 R 位会带来少量系统开销。

FIFO 先进先出置换算法

1. 核心原理

维护一条链表记录内存页面，按页面进入内存的先后顺序管理：

• 链表头部：最早载入内存的页面；链表尾部：最新载入；

• 缺页且内存占满时，直接淘汰链表头部最早进入的页面；新页面插入链表尾部。

  2. 核心缺陷：Belady 异常（贝尔迪怪象）

分配更多物理页框时，缺页次数反而增多，性能不稳定；会无差别淘汰早期载入、但高频使用的页面。

3. 优缺点

• 优点：实现极简，只维护链表，无额外硬件标记需求；
• 缺点：完全不考虑页面近期访问情况，经常淘汰热点页面，存在 Belady 异常，缓存命中率差。

第二次机会算法

1. 设计目的：修复 FIFO 的缺陷

FIFO 不区分页面是否被访问，会误删常用页面；第二次机会基于 FIFO 改造，引入R 访问位给页面 “二次存活机会”。

2. 执行逻辑

   缺页淘汰时，从链表最老页面（表头）开始检查它的 R 位；

   若 R=0：页面长期未访问，直接淘汰；

   若 R=1：页面近期用过，给它第二次机会 —— 清零 R 位，移到链表尾部（模拟刚载入），继续检查下一个最老页面；

   循环直到找到 R=0 的页面淘汰。

3. 时钟 Clock 算法（简化版第二次机会）

把链表改成环形循环队列 + 一个扫描指针，不用频繁移动页面，指针循环转圈检查页面 R 位，大幅降低内存移动开销，是操作系统实际最常用的实现。

4. 优缺点

• 优点：保留 FIFO 简单特性，同时规避热点页面被错误置换，无严重 Belady 异常；时钟版本性能、开销均衡；
• 缺点：最坏情况所有页面 R 位全为 1 时，会退化成纯 FIFO，需要遍历全部页面。

时钟页面置换算法

最近最少使用页面置换算法LRU

1. 核心思想

局部性原理：很久没访问的页面，未来大概率也不会访问；近期频繁访问的页面，短期内还会用到。缺页时淘汰最长时间未被访问的页面。

2. 两种硬件 / 软件实现方案

   1 双向链表实现（软件模拟）

   这个图里面的也叫 老化算法

   

   • 链表表头：最近刚访问的页面；表尾：最久未使用页面
   • 页面被访问：从原位置删除，移动到表头；缺页淘汰表尾页面
   • 缺点：每次访问都要遍历链表调整顺序，开销大，纯软件效率低

   2 计数器硬件实现（主流硬件方案）

   • 全局 64 位自增计数器，每条指令执行后 + 1；每个页表项保存访问时的计数值
   • 缺页时扫描所有页表，计数值最小的页面 = 最久未访问，直接淘汰
   • 局限：计数器位数有限，长时间高频访问后数值差距过小，无法精准区分闲置时长；多进程需独立计数器隔离

3. 优缺点

✅ 优点：性能接近最优 OPT 算法，无 Belady 异常，缓存命中率高

⚠️ 缺点：完整 LRU 依赖专用硬件，纯软件实现开销极高，真实系统极少完整实现；工程上多用近似 LRU（NRU、时钟、二次机会）替代

工作集页面置换算法

是集合 要记住

1. 前置核心概念

   局部性原理：程序运行只频繁访问一小部分页面，该集合称为工作集 w (k,t)

   • w (k,t)：过去 k 次访问 / 时间 t 内进程访问过的全部页面

   • 特性：k 增大时，工作集先快速扩张，后趋于稳定；内存不足、频繁换页称为**颠簸 **

   • 请求调页 + 预先调页

   • 请求调页：缺页中断才加载页面，启动初期缺页多

   • 预先调页：进程运行前把完整工作集提前载入内存，大幅减少缺页

2. 页表关键标记

3. 

每个页表项保存：R 访问位、上次使用时间；定时时钟周期清零所有页面 R 位

3. 置换淘汰逻辑（缺页时扫描全部页表）

   扫描页面 R 位：

   • R=1：本周期访问过，属于工作集，更新「上次使用时间」为当前系统时间，不淘汰
   • R=0：本周期未访问，计算页面生存时长 = 当前时间 - 上次使用时间

   分情况决策：

   • 生存时长 > 阈值 t：页面已脱离工作集，优先标记为淘汰候选
   • 生存时长 ≤ 阈值 t：仍属于工作集，保留

   兜底策略：

   • 存在多个 R=0 且超时页面：淘汰生存时间最长的
   • 全部页面 R=1（都在工作集）：随机淘汰一页，优先选未修改（M=0）干净页，减少写盘 IO

4. 优缺点

✅ 优点：精准识别进程工作集，从根源避免颠簸，多道程序环境内存利用率高

⚠️ 缺点：缺页时需要完整遍历所有页表，扫描开销大，性能损耗明显

工作集时钟置换算法

1. 设计目的

优化原版工作集算法「全页表扫描」的低效问题，结合时钟环形指针+ 工作集阈值 t，是工程落地版本。

2. 核心机制

• 存储结构：环形循环页框链表 + 单一循环扫描指针（时钟指针），无需遍历全部页表
• 判定逻辑同时满足两套规则：

  1. 时钟规则：检查 R 访问位，R=1 则清零 R 位，指针下移，给页面二次机会

  2. 工作集规则：R=0 时计算页面生存时长，超过阈值 t 直接淘汰

  3. 优缺点

✅ 优点：规避全页表扫描，开销远低于原版工作集；兼顾时钟算法高效性与工作集防颠簸能力，现代操作系统广泛使用

⚠️ 缺点：需要维护时间阈值 t，参数调优会影响置换效果

页面置换算法小结

总之，最好的算法是老化算法和WSClock算法。他们分别是基于 LRU 和工作集算法。他们都具有 良好的性能并且能够被有效的实现。还存在其他一些好的算法，但实际上这两个可能是最重要的

习题

1

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完整理由

1. 页面 4KB，偏移占 3 位十六进制，(1565\mathrm{H}) 页号 1、偏移(565\mathrm{H})；
2. 初始页 1 不在内存，缺页；驻留集大小为 2，当前内存有页 0、页 2；
3. LRU 算法淘汰最久未访问的页 0，页 0 占用页框(101\mathrm{H})；
4. 页 1 被装入页框(101\mathrm{H})；
5. 物理地址 = 页框号拼接页内偏移 = (101\mathrm{H}565\mathrm{H} = 101565\mathrm{H})。

2

附录

本次学习3.5章节的代码没有实现

习题 只看了前两题