操作系统核心原理-5.内存管理（中）：分页内存管理

布满荆棘的人生 2022-04-03 16:10 244阅读 0赞

原创：[https://www.cnblogs.com/edisonchou/p/5094066.html][https_www.cnblogs.com_edisonchou_p_5094066.html]

# 分页内存管理 #

## 1 解决问题之道 ##

为了解决交换系统存在的缺陷，分页系统横空出世。分页系统的核心在于：**将虚拟内存空间和物理内存空间皆划分为大小相同的页面，如4KB、8KB或16KB等，并以页面作为内存空间的最小分配单位，一个程序的一个页面可以存放在任意一个物理页面里**。

（1）解决空间浪费碎片化问题

由于将虚拟内存空间和物理内存空间按照某种规定的大小进行分配，这里我们称之为页（Page），然后按照页进行内存分配，也就克服了外部碎片的问题。

（2）解决程序大小受限问题

程序增长有限是因为一个程序需要全部加载到内存才能运行，因此解决的办法就是使得一个程序无须全部加载就可以运行。使用分页也可以解决这个问题，只需将当前需要的页面放在内存里，其他暂时不用的页面放在磁盘上，这样一个程序同时占用内存和磁盘，其增长空间就大大增加了。而且，分页之后，如果一个程序需要更多的空间，给其分配一个新页即可（而无需将程序倒出倒进从而提高空间增长效率）。

## 2 虚拟地址的构成与地址翻译 ##

（1）虚拟地址的构成

在分页系统下，**一个程序发出的虚拟地址由两部分组成：页面号和页内偏移值**，如下图所示：

![20181223172751147][]

例如，对于32位寻址的系统，如果页面大小为4KB，则页面号占20位，页内偏移值占12位。

（2）地址翻译：虚拟地址→物理地址

**分页系统的核心是页面的翻译，即从虚拟页面到物理页面的映射（Mapping）**。该翻译过程如下伪代码所示：

![复制代码][20181223172751168]

if(虚拟页面非法、不在内存中或被保护)
    {
        陷入到操作系统错误服务程序
    }
    else
    {
        将虚拟页面号转换为物理页面号
        根据物理页面号产生最终物理地址
    }

![复制代码][20181223172751168]

而这个翻译过程由内存管理单元（MMU）完成，MMU接收CPU发出的虚拟地址，将其翻译为物理地址后发送给内存。内存管理单元按照该物理地址进行相应访问后读出或写入相关数据，如下图所示：

![20181223172751199][]

那么，这个翻译是怎么实现的呢？答案是**查页表**，对于每个程序，内存管理单元MMU都为其保存一个页表，该页表中存放的是虚拟页面到物理页面的映射。每当为一个虚拟页面寻找到一个物理页面之后，就在页表里增加一条记录来保留该映射关系。当然，随着虚拟页面进出物理内存，页表的内容也会不断更新变化。

![20181223172751219][]

## 3 页表 ##

**页表的根本功能是提供从虚拟页面到物理页面的映射**。因此，页表的记录条数与虚拟页面数相同。此外，**内存管理单元依赖于页表来进行一切与页面有关的管理活动**，这些活动包括判断某一页面号是否在内存里，页面是否受到保护，页面是否非法空间等等。

页表的一个记录所包括的内容如下图所示：

![20181223172751234][]

由于页表的特殊地位，决定了它是由硬件直接提供支持，即页表是一个硬件数据结构。

## 4 分页系统的优缺点 ##

优点：

（1）分页系统不会产生外部碎片，一个进程占用的内存空间可以不是连续的，并且一个进程的虚拟页面在不需要的时候可以放在磁盘中。

（2）分页系统可以共享小的地址，即页面共享。只需要在对应给定页面的页表项里做一个相关的记录即可。

缺点：页表很大，占用了大量的内存空间。

## 5 缺页中断处理 ##

在分页系统中，一个虚拟页面既有可能在物理内存，也有可能保存在磁盘上。**如果CPU发出的虚拟地址对应的页面不在物理内存，就将产生一个缺页中断，而缺页中断服务程序负责将需要的虚拟页面找到并加载到内存**。缺页中断的处理步骤如下，省略了中间很多的步骤，只保留最核心的几个步骤：

![20181223172751246][]

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