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2)地址变换 查表时，由虚页号u＋Nv’(即Nv)同时去查快表 和慢表。当在快表中有此虚页号时，就能很快找 到对应的实页号nv，将其送入主存实地址寄存器， 并立即使慢表的查找作废，这时访存的速度没有 什么降低。如在快表中查不到时，则经过一个访 主存周期后，从慢表中查到的实页号nv就会送入 主存实地址寄存器。同时将此虚页号和对应的实 页号送入快表。这里也要用到替换算法去替换快 表中应该移掉的内容。如下图： 分类信息 * 新闻 虚地址 Nv Nr Nv’ u NS nv nr 主存实地址np nv 装入位 nv u Nv’ 快表 (硬件构成) 8—16行 相联比较 (按内容访问) 快表中 查不到 慢表(主存中) 若查出对应的装入 位为0发生页面失效 ? 由2Nv中选1 (按地址访问) 经快表与慢表实现内部地址变换 分类信息 * 新闻 从上图可以看到，如果快表的命中率不高，系 统的效率就会大大下降。若快表采用堆栈型替换 算法，则快表容量越大其命中率就越高。但容量 大，其相联查找的速度就很慢，所以快表的命中 率和查表速度是有矛盾的。一般快表取8—16行， 每页容量为1—4K字，则快表容量可以反映主存 中的8—64K单元。这样的快表命中率不会很低。 这样，快表与慢表实际上就构成了快表—慢表存 贮层次。概念上等同于主存—辅存存贮层次。快 表—慢表存贮层次的替换算法一般也采用LRU法。 分类信息 * 新闻 3)减少快表相联比较的位数 在同样的容量下，相联比较的位数越少，相联 查找所花费的时间和设备量就越少。由于快表内 容在一段时间内总是对应于同一个任务或同一个 用户，它们的u值是不变的。因此可以将参与相 联比较的位数中的u字段去掉，从而由Nv (u+Nv’) 位缩短到Nv’位。需增设用户位来区分不同的任 务，用户位为0的行，其映像关系无效。任务切 换时，通过硬件将所有用户位全部置0，即都被 作废。 分类信息 * 新闻 虚地址 Nv Nr Nv’ u NS nv nr 主存实地址np nv 装入位 nv Nv’ 快表 (硬件构成) 8—16行 相联比较 (按内容访问) 快表中 查不到 慢表(主存中) 若查出对应的装入 位为0发生页面失效 ? 由2Nv中选1 (按地址访问) 减少快表的相联比较位数 用户位 分类信息 * 新闻 4)散列快表 a)思想 快表容量越大，命中率越高，相联比较越费 时，使快表会快不起来。为此可以改用高速的 按地址访问存贮器来构成容量更大的快表，并 用散列(Hashing)法来实现按内容查找。其思想 是让内容Nv与存放该内容的地址A之间建立某 种散列函数关系，即让快表的地址A=H(Nv)。 当需将虚、实地址Nv与nv的映像关系存入快表 存贮器中时，只需将Nv对应的nv等内容存入快 表寄存器的A=H(Nv)单元即可。 分类信息 * 新闻 虚地址 Nv Nr Nv’ u NS nv nr 主存实地址np 比较相等 nv Nv 散列变换 (硬化实现) 相等 不等 查慢表 快表 (按地址访问) 经散列实现快表 A ? 分类信息 * 新闻 b)查找过程 查找时，按现给出的Nv经同样的散列函数变换 成A后，按地址A访问快表寄存器，就可以找到 存放该Nv所对应的nv及其余内容。只有硬化实现 散列函数变换才能保证必要的速度。如下图，为 解决多个不同的Nv可能散列到同一个A的散列冲 突，在快表中再增加Nv项，在快表的A单元中除 了存入当时的nv，也存入当时的Nv。这样在地址 变换时用现行Nv经散列函数求得A，查到nv并访 存同时将同行中原保存的Nv读出与现行Nv比较。 若相等就继续进行由nv形成的主存实地址访存； 分类信息 * 新闻 否则就标明出现了冲突，即A地址单元中的nv不 是现行Nv对应的实页号。就让刚才由nv形成的主 存实地址进行的访存作废。经过一个主存周期， 用从慢表中读到的nv再去访存。 虚地址 Nv Nr Nv’ u NS nv nr 主存实地址np 比较相等 nv Nv 散列变换 (硬化实现) 相等 不等 查慢表 快表 (按地址访问) ? A 分类信息 * 新闻 c)改进散列冲突的办法 ?在快表的每个地址A单元中对应存放多个不同的虚页号与实页号的映像关系，就可以降低由于散列冲突所引起的不命中率。 ?减小散列变换(压缩)的入、出位数差，散列冲突的概率就会降低。 分类信息 *