操作系统——内存管理——分段和分页

向右看齐 2022-02-01 02:05 192阅读 0赞

## 一、 物理地址和逻辑地址 ##

物理地址：加载到内存地址寄存器中的地址，内存单元的真正地址。在前端总线上传输的内存地址都是物理内存地址，编号从0开始一直到可用物理内存的最高端。这些数字被北桥(Nortbridge chip)映射到实际的内存条上。物理地址是明确的、最终用在总线上的编号，不必转换，不必分页，也没有特权级检查(no translation, no paging, no privilege checks)。

逻辑地址：CPU所生成的地址。逻辑地址是内部和编程使用的、并不唯一。例如，你在进行C语言指针编程中，可以读取指针变量本身值(&操作)，实际上这个值就是逻辑地址，它是相对于你当前进程数据段的地址（偏移地址），不和绝对物理地址相干。

为什么会有这两种地址？

个人觉的原因在于逻辑地址分配更加灵活，可以允许不唯一，看起来也较为直观，例如，一段代码中分配数组，逻辑地址上是连续的，然而在物理地址上，这个数组所占用的页可能分散开来，物理地址上就是不连续的，这样对程序的可理解性上有影响。另外，有了逻辑地址这个概念，才能使用虚拟内存技术。

## 2、 Paging，分页内存管理方案 ##

### 2.1 分页的最大作用就在于：使得进程的物理地址空间可以是非连续的。 ###

物理内存被划分为一小块一小块，每块被称为帧(Frame)。分配内存时，帧是分配时的最小单位，最少也要给一帧。在逻辑内存中，与帧对应的概念就是页(Page)。

逻辑地址的表示方式是：前部分是页码后部分是页偏移。

例如，已知逻辑空间地址为2^m 个字节（也就是说逻辑地址的长度是m位） ，已知页大小是 2^n 字节。那么一共可以有2^(m-n)个页。因此页码部分会占m-n位，之后的n位，用来存储页偏移。

举个例子， 页大小为4B，而逻辑内存为32B（8页），逻辑地址0的页号为0，页号0对应帧5，因此逻辑地址映射为物理地址5*4+0=20。逻辑地址3映射物理地址5*4+3=23。逻辑地址13(4\*3+1，页号为3，偏移为1，因此帧号为2)，映射到物理地址9。

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3poYW9ob25nX2Jv_size_16_color_FFFFFF_t_70]

采用分页技术不会产生外部碎片(内存都被划分为帧)，但可能产生内部碎片(帧已经是最小单元，因此帧内部可能有空间没有用到)。

按概率计算下来，每个进程平均可有半个帧大小的内部碎片。

### 2.2 页表的硬件实现 ###

上一小节中写到页表是逻辑地址转化到物理地址的关键所在。那么页表如何存储？

每个操作系统都有自己的方法来保存页表。绝大多数都会为每个进程分配一个页表。现在由于页表都比较大，所以放在内存中(以往是放在一组专用寄存器里)，其指针存在进程控制块(PCB)里，当进程被调度程序选中投入运行时，系统将其页表指针从进程控制块中取出并送入用户寄存器中。随后可以根据此首地址访问页表。

页表的存储方式是TBL(Translation look-aside buffer, 翻译后备缓冲器)+内存。TBL实际上是一组硬件缓冲所关联的快速内存。若没有TBL，操作系统需要两次内存访问来完成逻辑地址到物理地址的转换，访问页表算一次，在页表中查找算一次。TBL中存储页表中的一小部分条目，条目以键值对方式存储。

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3poYW9ob25nX2Jv_size_16_color_FFFFFF_t_70 1]

### 2.3 页表的数据结构 ###

**a.**

今年是2013年，现有的笔记本电脑，内存地址空间一般为2^32 字节以上。对于具有32位逻辑地址空间的计算机系统，如果系统的页大小为4KB (2^12B) ，那么页表可以拥有2^(32-12)个，也就是一百多万个条目，假设每个条目占有4B，那每个进程都需要4MB的物理地址空间来存放页表本身。而且，页表本身需要分配在连续内存中。

为此，Hierarchical Paging(层次化分页)被提出，实际上就是将页号分为两部分，第一部分作为索引，第二部分作为页号的偏移。

以一个4kb页大小的32位系统为例。一个逻辑地址被分为20位的页码和12位的页偏移。因为要对页表进行再分页，所以该页号可分为10位的页码和10位的页偏移。这样一个逻辑地址就表示如下形式：

![在这里插入图片描述][20190513073540417.png]

地址转换过程如下：

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3poYW9ob25nX2Jv_size_16_color_FFFFFF_t_70 2]

地址由外向内转换，因此此方法也被称为forward-mapped page table(向前映射表)。

**b. Hashed Page Tables 哈希页表**

处理超过32位地址空间的常用方法是使用hashed page table(哈希页表)，并以虚拟页码作为哈希值。哈希页表的每一条目都包括一个链表的元素，这些元素哈希成同一位置。每个元素有三个域：虚拟页码，所映射的帧号，指向链表中下一个元素的指针。

个人看来，哈希页表的地址转换方式，实际上是Chaining(链接)方式，也就是一种哈希函数的溢出处理方式(另一种溢出处理方式叫做Open Addressing，开放寻址)，具体过程如下：

逻辑地址需要大于32bit的地址空间来表示，但是操作系统仍只有32bit来表示地址。此时人们便想到虚拟页地址，虚拟地址可以在32bit表示范围之内，然后利用哈希函数完成逻辑地址到虚拟地址的映射，由于虚拟地址更少，哈希函数会出现溢出，这里使用Chaining来解决溢出。

逻辑地址中的页号(下图中的p)经过哈希函数的计算，算出虚拟地址中的页号，根据虚拟页号可以在哈希表中以O(1)方式寻址，用p与链表中的每一个元素的第一个域相比较。如果匹配，那么相应的帧号就用来形成物理地址。如果不匹配，就对链表中的下一个节点进行比较，以寻找一个匹配的页号。

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3poYW9ob25nX2Jv_size_16_color_FFFFFF_t_70 3]

**c. Inverted page table 反向页表**

时间关系，这段暂时略过。

## 三、 Segmentation，分段内存管理方案 ##

采用分页内存管理有一个不可避免的问题：用户视角的内存和实际内存的分离。设想一段main函数代码，里面包含Sqrt函数的调用。按照编写者的理解，这段代码运行时，操作系统应该分配内存给：符号表(编译时使用)，栈(存放局部变量与函数参数值)，Sqrt代码段，主函数代码段等。这样，编写者就可以方便地指出：“函数sqrt内存模块的第五条指令”，来定位一个元素。而实际上，由于采用Paging的管理方式，所有的一切都只是散落在物理内存中的各个帧上，并不是以编写者的理解来划分模块。

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3poYW9ob25nX2Jv_size_16_color_FFFFFF_t_70 4]

Segmentation的内存管理方式可以支持这种思路。逻辑地址空间由一组段组成。每个段都有名字和长度。地址指定了段名称和段内偏移。因此用户通过两个量来指定地址：段名称和偏移。段是编号的，通过段号而非段名称来引用。因此逻辑地址由有序对构成：

<segment-number,offset>(<段号s, 段内偏移d>)

段偏移d因该在0和段界限之间，如果合法，那么就与基地址相加而得到所需字节在物理内存中的地址。因此段表是一组基地址和界限寄存器对。

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3poYW9ob25nX2Jv_size_16_color_FFFFFF_t_70 5]

例如下图，有5个段，编号0~4，例如段2为400B开始于位置4300，对段2第53字节的引用映射成位置4300+53=4353。而段0字节1222的引用则会触发地址错误，因为该段的仅为1000B长(界限为1000)。

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3poYW9ob25nX2Jv_size_16_color_FFFFFF_t_70 6]

## 4、 合并分段和分页的管理方案 ##

在现有的Intel兼容计算机(x86)上，采用的内存管理方案是分段和分页合并的管理方案。

在这个方案中，逻辑地址，如前一节中所说，是由一个段标识符加上一个指定段内相对地址的偏移量，表示为 \[段标识符：段内偏移量\]。

这样的逻辑地址转换的过程是怎样呢？如下图所示：

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3poYW9ob25nX2Jv_size_16_color_FFFFFF_t_70 7]

当CPU要执行一条引用了内存地址的指令时，转换过程就开始了。第一步是把逻辑地址转换成线性地址。但是，为什么不跳过这一步，而让软件直接使用线性地址（或物理地址呢？）原因主要是因为：

(1) Intel的更新是渐进式而非革命式，新的处理器需要兼容和保留过往的设置。具体的原因，博文Memory Translation and Segmentation ([http://blog.csdn.net/drshenlei/article/details/4261909][http_blog.csdn.net_drshenlei_article_details_4261909]) 中讲的较为清楚。

(2) 如上节所说，采用段内存管理，可以跟方便地进行地址保护(同一类型的地址逻辑地址在一起)。

下面讲逻辑地址到线性地址的部分。

在IBM OS/2 32位版本的操作系统，和Intel 386的环境下。操作系统采用的内存分配方式就是分段和分页合并的方式。

逻辑地址的实际上是一对<选择符，偏移>。

选择符的内容如下：  
![在这里插入图片描述][20190513073809176.png]

从左开始，13位是索引(或者称为段号)，通过这个索引，可以定位到段描述符(segment descriptor)，而段描述符是可以真正记载了有关一个段的位置和大小信息， 以及访问控制的状态信息。段描述符一般由8个字节组成。由于8B较大，而Intel为了保持向后兼容，将段寄存器仍然规定为16-bit(尽管每个段寄存器事实上有一个64-bit长的不可见部分，但对于程序员来说，段寄存器就是16-bit的)，那么很明显，我们无法通过16-bit长度的段寄存器来直接引用64-bit的段描述符。因此在逻辑地址中，只用13bit记录其索引。而真正的段描述符，被放于数组之中。

这个内存中的数组就叫做GDT(Global Descriptor Table，全局描述表)，Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址。程序员将GDT设定在内存中某个位置之后，可以通过LGDT指令将GDT的入口地址装入此寄存器，从此以后，CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。

除了GDT之外，还有LDT(Local Descriptor Table，本地描述表)，但与GDT不同的是，LDT在系统中可以存在多个，每个进程可以拥有自己的LDT。LDT的内存地址在LDTR寄存器中。

在之前图中的TI位，就是用来表示此索引所指向的段描述符是存于全局描述表中，还是本地描述表中。=0，表示用GDT，=1表示用LDT。

RPL位，占2bit，是保护信息位，还没有仔细了解过这一块，暂时先不写。

找到，段描述符后，加上偏移量，便是线性地址。转换过程如下：

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3poYW9ob25nX2Jv_size_16_color_FFFFFF_t_70 8]

在Intel 386的环境下，线性地址转换为物理地址的过程，和第二节分页式内存管理中，层次分页中，逻辑地址转换为物理地址的方法类似。如下图。

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3poYW9ob25nX2Jv_size_16_color_FFFFFF_t_70 9]

Intel 80386的地址转换全过程如下图：

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3poYW9ob25nX2Jv_size_16_color_FFFFFF_t_70 10]

> 本文来自：[https://www.cnblogs.com/felixfang/p/3420462.html][https_www.cnblogs.com_felixfang_p_3420462.html]

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