page-tables

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    주소가 프로세스에 속하지 않는 일부 주소 공간에 매핑 될 수 있으므로 보안상의 이유로 같은 것을 허용하지 않는 것이 좋습니다. 그러나 액세스 할 수있는 주소에 대한 페이지 테이블 항목을 변경하도록 수정할 수 있습니까?

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    페이지 크기가 ISA의 일부로 지정된 이유를 이해하려고합니다. 특히, 운영 체제와 별도로 하드웨어 모듈 (MMU, TLB) 중 일부가 페이지 크기 정보를 사용하여 특정 기능을 제공하는 세부 정보를 찾고 있습니다. 페이지 크기가 OS에 의해 결정되는 대신 ISA의 일부가되어야하는 이유를 알려주십시오. 감사합니다.

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    , page-size의 4KB 및 page-entry 크기의 4B 32 비트 컴퓨터가있는 경우 지금은, 계층 페이지 테이블 구조에서 OS 에서 메모리 관리를 공부하고 있습니다. 어드레스 비트들은 I가 20 - 12 알 10-10-12 로 분할하는 이유 는 12 비트의 4Kbyte 의해 offset 값이다 - 20 비트가 왜 10-10 그것이> 2^12 되지

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    현재 일부 연구 관련 프로그램을 개발 중이므로 pte의 특정 주소를 찾아야합니다. 내 개발 환경은 Juno r1 보드 (CPU는 A53과 A57)이고 arm64 Linux 커널을 실행 중입니다. 나는 다음과 같은 몇 가지 일반적인 페이지 테이블 워크 코드를 사용 : 프로그램이 주소 (0xffffffc0008b2000)에 대한 pte을 확인할 때 그러나 in

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    4 GiB가 있고 4 비트의 페이지 테이블 크기와 32 비트 주소를 사용한다고 가정 해 봅시다. 내 계산 후, 나는 가지고 : 우리는 2^32 개 주소의 최대를 해결할 수 있습니다; 각 페이지 테이블에는 총 2^20 개의 항목이 있습니다. 총 4 GiB/4 kiB = 1048576 페이지가 있습니다. 하지만 이해할 수없는 것은 페이지 테이블에 2^20 개의

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    페이지 테이블 항목 크기가 실제 주소의 경우 22 비트, 더티 비트 등의 경우에만 26 비트가 필요한 몇 가지 질문을 해결했습니다. 그러나 그것은 32로 반올림되었습니다. 왜냐하면 26은 2의 힘이 아니기 때문입니다. 내가 누락 된 단순한 것이어야하지만 왜 그렇게해야합니까? 감사!

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    내가 아는 한 CPU의 메모리 액세스에는 CPU 캐시와 MMU가 관련됩니다. CPU는 캐시에서 대상을 찾으려고 시도하고 캐시 미스가 발생하면 CPU가 MMU로 바뀝니다. MMU에 의한 액세스 중에, 대응하는 페이지 테이블 엔트리의 액세스/더티 비트는 하드웨어에 의해 설정 될 것이다. 하지만 대부분의 CPU 설계는 캐시 미스가없는 한 MMU를 트리거하지 않으

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    다음 매개 변수는 40 비트 가상 주소와 1G 바이트의 실제 (주) 메모리를 사용하는 시스템에 적용됩니다. 워드 크기는 64 비트 (8 바이트)입니다. 주소는 이고 바이트는 바이트 경계에 맞춰 정렬됩니다. i- 비트 주소에 대해 다음 표기법을 사용합니다. Ai-1 ... A2, A1, A0 여기서 Ai-1은 주소의 최상위 비트이고 A0 은 주소의 최하위 비

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    주소 버스 및 24 비트 데이터 버스가있는 프로세서 XYZ를 고려하십시오. XYZ는 가상 메모리 및 요구 페이징을 지원합니다. 논리적에서 물리적 주소 변환의 경우, 처음 12 개의 최상위 주소 비트가 페이지 번호에 해당하고 마지막 12 비트가 오프셋으로 사용됩니다. a) XYZ에서 지원할 수있는 실제 메모리 페이지의 최대 수는 얼마입니까? b) 그리고 메모

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    Windows 시스템 프로그래밍을 수행하면서 소스 코드 수준에서 프로세스의 페이지 테이블에 액세스 할 수 있는지 궁금해했습니다. 다음은 가상 메모리와 관련된 페이지 테이블에 대한 내용입니다. 사용자가 Windows OS (32 비트)에서 'A'프로세스라는 프로세스 만 실행한다고 가정 해 보겠습니다. 우선 OS가 A 프로세스 용으로 4GB 가상 주소 공간을