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我无法理解这个问题的答案：

考虑使用带有 TLB 寄存器的一级分页的操作系统。如果缺页率为 10%，需要时重新加载脏页，计算有效访问时间：

  • TLB 查找 = 20 ns
  • TLB 命中率 = 80%
  • 内存访问时间 = 75 ns
  • 交换页面时间 = 500,000 ns
  • 50% 的页面是脏的。

回答：

T = 0.8(TLB+MEM) + 0.2 ( 0.9[TLB+MEM+MEM] + 0.1[TLB+MEM + 0.5(磁盘) + 0.5(2磁盘+MEM)] ) = 15,110 ns

你能解释一下为什么吗？

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在这种情况下，“有效”时间是指“预期”或“平均”时间。因此，您需要花时间访问各个案例中的页面，并将每个案例乘以它的概率。通过拆分为多个级别的案例，表达式有些复杂。案例有：

  • 80% 的时间物理地址在 TLB 缓存中。这给了我们 80% 的时间访问 TLB 寄存器以及访问页面本身：0.8(TLB + MEM)
  • 剩余 20% 的时间它不在 TLB 缓存中。这会分成更多的情况，所以它给了我们0.2(loooong expression)（这个表达式实际上没有那个括号，但我会把它当作一个错字，因为没有它，系数加起来不会等于 1，如果它们没有意义不）。案例有：
    • 90%（在这 20% 中）页面仍然被映射，但是地址从缓存中掉了出来，所以我们必须从页面映射中读取额外的内存。所以 90% 次访问 TLB 寄存器加上访问页表加上访问页本身：0.9(TLB + MEM + MEM). 提到了一级分页，所以这里只是额外的 1 次内存访问，但实际的实现通常有两级分页，因此会有 2 次额外的内存访问。
    • 需要从磁盘加载页面的 10%（在这 20% 中；表达式暗示了这一点，但问题并不清楚，而是建议总体而言是 10%）。这使得对 TLB 寄存器的（失败）访问和对页表的（失败）访问是加载页面所需的 10% 倍。要加载它，它必须为它腾出空间，所以它必须放下另一个页面。这分为两个选项：
      • 50% 被丢弃的页面是干净的，所以系统只需要读取新的内容：0.5(Disk).
      • 50% 要丢弃的页面是脏的，因此系统需要将其写入磁盘(MEM+Disk)并读取新内容(Disk)，给出0.5(2Disk + MEM)

我认为最后两个（交换）情况应该包括一些额外的内存访问，因为需要两次访问来标记前一页不可用和页表中的新页可用。

这也是非常不现实的，因为在实际系统中，当页面中需要一个阅读空间时，系统总是选择一个干净的页面来替换。为了确保它有干净的页面，有一个后台进程会检查脏页并将它们写出。它需要一些计算资源，因此它实际上应该计入内存访问，但要少得多，因为页面错误不需要等待写入完成。

表述实际上是错误的。它应该是

T = 0.8(TLB + MEM) + 0.2 ( (0.9(TLB + MEM + MEM)) + 0.1(TLB + MEM + 0.5(磁盘) + 0.5(2Disk + MEM) )

如果页面错误占 TLB 未命中的 10% 或

T = 0.8（TLB + MEM）+ 0.1（TLB + MEM + MEM）+ 0.1（TLB + MEM + 0.5（磁盘）+ 0.5（2磁盘+ MEM））

如果页面错误占所有访问的 10%。您对此并不明确，但如果公式不包含 0.2*0.9，我会假设后者，这表明前者。

于 2013-01-07T09:35:34.530 回答
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阅读我正在考虑基于例如两级寻呼系统的更现实场景的问题。

在这种情况下，据我所知，可能存在页表 (PT) 本身不驻留在内存中的情况（PT 本身可能已从 RAM 分页到交换区域（例如 Linux）或页面文件（例如 Windows ））。

关于页面目录（分页层次结构的第一级），我认为它必须始终驻留在 RAM 中（否则，在上下文切换时，x86 CR3 寄存器内容将完全无用......）

因此，它存在一定百分比的事件，我们必须至少包括：

  • 读取和引入内存（从交换区域或页面文件）PT 本身所需的磁盘访问时间
  • 现在在内存中访问 PT 所需的 MEM 时间

是否有意义 ？

于 2016-12-08T09:35:35.070 回答