操作系统学习 - 逻辑地址转物理地址
文章目录
- 1. 基本地址变换机构
- 2. 具有快表的地址变换机构
- 局部性原理
- 快表
- 引入快表后，地址变换过程
1. 基本地址变换机构
定义：用于实现逻辑地址到物理地址转换的一组硬件机构
基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。
通常会在系统中设置一个页表寄存器（PTR），存放页表在内存中的起始地址F和页表长度M（就相当于一个数组），进程未执行时，F和M放在进程控制块（PCB）中，当进程被调度时，操作系统内核会把他们放到页表寄存器（PTR）中。
过程描述：
进程被调度后，操作系统从PCB中取得页表始址F和页表长度M，放入到页表寄存器PTR中。当程序想访问一个逻辑地址A的时候，根据页表大小，就可以自动算出页号P和页内偏移量W。
首先检查页号P是否合法，如果不合法，就产生一个越界中断。如果合法，就去页表中查询对应的帧号b，再根据偏移量，计算出物理地址（直接把b和W按二进制拼起来就是物理地址）。
- 页表长度：页表内有多少表项。
- 页表项长度：每个页表项占多大的内存空间。
- 页面大小：一个页面占多大的存储空间，页面大小是2的整数次幂。这也确定了一个逻辑地址中，偏移量最多有多少位。
- 页表项：页表中的一个元素，PTR。
页表在内存中的存储，与数组类似，但不完全一样 ，可能出现跨页存储的情况。
所以，最好用一个Byte把一个页表项补齐成4Byte。这样，一般情况下都不会产生碎片。
结论：理论上，页表项长度为3Byte即可表示页帧号的范围了，但是，为了方便页表的查询，尝尝会让一个页表项占更多的Byte，使得每个页面恰好可以装得下整数个页表项。
2. 具有快表的地址变换机构
局部性原理
- 时间局部性
执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很可能再次执行。如果某个数据刚刚访问过，那么不久后，该数据很可能再次被访问。（因为程序中存在大量的循环）
- 空间局部性
程序访问了某个内存单元，在不久之后，该内存单元附近的存储单元也很有可能被访问。（因为很多数据在内存中都是连续存放的）
快表
在基本地址变换机构中，每次想访问一个物理地址，都需要到内存中去先查一下页表，再去访问物理地址。由于局部性的原理，这个页表项可能很快就被再次访问到，既然如此，能否利用局部性的原理减少页表查询的次数呢？
- 快表TLB，是一种访问速度比内存快很多的高速缓冲存储器，用来存放当前访问的若干页表项，以加速地址变换的过程。与此对应，内存中的页表常被称为慢表。
引入快表后，地址变换过程
每次访问逻辑地址时，先到快表中看一下有没有对应的帧号，如果有的话，就直接用，如果没有，再去慢表中查询。查询到（命中）以后，回头更新一下快表。再去访问物理地址。因为快表的访问速度比慢表的速度要快得多。所以这样一来，效率得以提高。
（页表寄存器PTR是个寄存器，速度也很快）
- 如果快表命中的话，则访问某个逻辑地址仅需一次访存即可（原来需要两次，第一次是访问页表，页表在内存中；第二次是访问目标物理地址去读数据。）。
- 如果快表未命中的话，仍然按照原来的方式，需要两次访存。
- 若快表已满，则需要按照一定的算法对旧的页表项进行替换。
要注意的是，有的系统支持快表和慢表同时查找。
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