【操作系统/OS笔记05】非连续内存分配：分段、分页、页表

本次笔记内容：
4.1 非连续内存分配：分段
4.2 非连续内存分配：分页
4.3 非连续内存分配：页表

文章目录

为什么需要非连续内存分配
- 非连续分配的优劣
分段（segment）
- 分段寻址方案
分页（paging）
- 基本规定
- 帧（Frame）
- 页
页表
- TLB
- 二级、多级页表
- 反向页表（inverted page table）
- - 办法一：基于页寄存器（Page Registers）的方案
  - 基于关联内存（associative memory）的方案
  - 基于哈希（hash）查找的方案

为什么需要非连续内存分配

连续分配有碎片等缺点。

非连续分配的优劣

优点：

一个程序的物理地址空间是非连续的；
更好的内存利用和管理；
允许共享代码与数据（共享库etc.）；
支持动态加载和动态链接。

缺点：

如何建立虚拟地址和物理地址之间的转换
- 软件方案（开销巨大）
- 硬件方案（主要考虑的方案）

硬件方案： 分段、分页。

分段（segment）

根据程序的段的性质，分离出来管理。

堆、运行栈、程序数据、程序text段分开管理，确保了效率、安全问题。

分段技术是一种映射。使用 硬件支持 来寻址，是一种较好方案。

分段寻址方案

s: segment number，段号；
addr： address，地址。

x86为段寄存器+地址寄存器实现方案。

上图中，左上角应用程序P通过CPU执行每条指令；CPU去寻址，这里采用单地址实现方案。段号保存在段表（存储：逻辑地址与物理地址映射关系；每个段起始地址、长度限制）里，段号决定段表中的索引。段表是操作系统在寻址之前就建立好的。

段表如何建立在实验部分展开讲解。

分页（paging）

分页为较为常用方式。分页机制中，“段”的尺寸不可变，即为页。

基本规定

划分物理内存至固定大小的帧：大小是2的幂，e.g.，512,4096,8192。
划分逻辑地址空间至相同大小的页：大小是2的幂，e.g.，512,4096,8192。
建立方案：转换逻辑地址为物理地址（pages to frames）
- 页表
- MMU/TLB

帧（Frame）

物理内存被分割为 大小相等的帧 。帧存在帧号（frame number）与偏移（offset），相当于段中的段号与偏移。 帧号占了F这么多位，本身大小占了S这么多位。

上图示例中，(f,o)=(3,6)，分别代表段号与本身所表示值。

思考（不一定对）： 如果f=1（第一个页），o=3，则物理地址为29+32^9 + 329+3。物理地址的1到16为是倒着的，则物理地址代表本物理内存存在元素的所在的最大一位。则对于(1,3)，是填满第一页的1到3位，物理地址指向第3位。

页

逻辑地址中，用页表示。

在页中， 页号大小可能不等于帧号大小，但是偏移大小一定相等。

有了页号，查出帧号是多少。(p,o)→(f,o)。页表由操作系统建立。

分页机制，每页偏移大小固定，没有分段中存在的异常问题。一般来讲，逻辑地址空间大于物理内存地址空间，会产生问题，解决办法在虚拟内存中讨论。

页表

页表其实是一个大数组。

每个运行的程序都有一个页表。

上图中可以看到，页表项中存在一些bit，用于表示页的性质，如该页是否真实存在等等。

resident bit（驻留位），1代表页存在；Frame num是00100，对应物理地址f是4。

问题：

访问一个内存单元需要2次访问（空间开销大）。
- 一次用于获取页表项；
- 一次用于访问数据。
eg. 64位机器如果每页1024字节，那么一个页表大小是264/1024=2542^{64} / 1024 = 2^{54}264/1024=254，过大。如果这样，计算机连一个页表都存不下。
并且，CPU的cache很小（几M），放不下多个应用程序的多个列表。
如何解决这些问题？
- 缓存（Caching）；
- 间接（Indirection）访问。

TLB

常用页放在TLB中，直接映射到物理地址，也避免了对内存中页表的访问。如果TLB访问不到（TLB miss），CPU回去查页表。TLB缺失不会很大，因为写程序时，尽量保证了访问的局部性。

二级、多级页表

一级页表中不存在的索引，二级页表中也没有必要存在，因此节省了空间。

多级页表中，存在“树”状关系。像64位系统中，使用5级页表进行存储。 尽管访问级数越高，时间开销越大，但是节省了空间。而时间的开销又可以通过TLB机制缓解。

反向页表（inverted page table）

有大地址空间（64-bits，64位寻址空间），前向映射页表变得繁琐（如5级页表）。
不是让页表与逻辑地址空间的大小相对应，而是让页表与物理地址空间的大小相对应。
- 逻辑（虚拟）地址空间增长速度快于物理地址空间。

因此，以物理页的页帧号作为index，来查找逻辑页的页号。

办法一：基于页寄存器（Page Registers）的方案

寄存器中，以帧号为索引。寄存器大小只与物理地址有关。占的空间很少。

页寄存器一个例子：

物理内存大小：4096×4096=4K×4KB=16MB4096 \times 4096 = 4K \times 4KB = 16MB4096×4096=4K×4KB=16MB
页面大小：4096bytes=4KB4096 bytes = 4 KB4096bytes=4KB
页帧数：4096=4K4096 = 4K4096=4K
页寄存器使用的空间（假设8 bytes/register）：8×4096=32Kbytes8 \times 4096 = 32 Kbytes8×4096=32Kbytes
页寄存器带来的额外开销：32K/16M=0.2%32K/16M = 0.2\%32K/16M=0.2%
虚拟内存大小：任意

但是在查找时，是根据Page number来查找Frame number。因此，页寄存器该如何查找？

基于关联内存（associative memory）的方案

关联存储器虽然解决了查找问题，但是设计复杂，需要放到CPU中（放到内存中存在访问开销问题），开销代价巨大。

基于哈希（hash）查找的方案

哈希计算一般使用硬件辅助计算加速。加入PID（程序ID）参数及哈希规则，有效缓解映射开销。

存在哈希碰撞问题，需要使用PID缓解这种冲突；
反向页表还是要放到内存中，还是需要TLB把其缓存起来。
这种机制（反向页表、不受制于虚拟地址空间限制）在高端CPU中才存在。