Question

基本分页存储管理

Answer 1

  阅读前请先阅读 内存管理基础 。从本文开始就介绍不连续分配的几种方式，本文主要介绍基本分页存储管理。

  假设进程A的大小为23MB，但是每个分区的大小只有10MB，如果进程只能占用一个分区，显然是放不下的。
  解决思路：如果允许进程占用多个分区，那么可以把进程拆分成 10MB + 10MB + 3MB三个部分 ，再把这三个部分别放在三个分区中（这些分区不要求连续）.....

  将内存空间分为一个个大小相等的分区（如每个分区4KB，每个分区就是一个 “页框” ，或称 “内存块” 、 “物理块” 。每个页框有一个编号，即 “页框号” ，或 “内存块号” 、 “物理块号” ，页框号 从0开始 ）。将用户进程的地址空间也分为与页框大小相等的一个个区域，称为 页面 或 页 。页框的大小不能太大，否则可能会产生过大的内存碎片。
  操作系统 以页框为单位为各个进程分配内存空间。 进程的每个页面分别放入一个页框中，即进程的 页面和内存的页框 有 一一对应 的关系。

  进程分页后，进程的各个页面可以放在不连续的页框中，所以如何实现逻辑地址到物理的地址的转换？
  如下图，将下面的进程分页，假设每页大小为50B，那么就分为4个页面。

  手动计算方法：
   页号 = 逻辑地址 / 页面长度（取整数部分）。
   页内偏移量 = 逻辑地址 % 页面长度
   页面在内存中的起始位置 ：操作系统需要用某种数据结构记录进程各个页面的起始位置。
  对于计算机，通常将 页面的大小划分为2的整数次幂 。假设用32个二进制位表示逻辑地址，页面大小为取2 12 B = 4096B = 4KB。

  如逻辑地址2，用二进制表示00000000 00000000 0000 0000 00000010 ，前24位二进制对应的十进制值就是逻辑地址2对应的页号，即0号页，而后12二进制位对应的十进制值就是偏移量。如果0号页在内存中的起始地址为X，那么逻辑地址2对应的物理地址就是 X + 2.
  同理，逻辑地址4097，用二进制表示00000000 00000000 0001 0000 00000001 ，前24位二进制对应的十进制值就是逻辑地址4097对应的页号，即1号页，而后12二进制位对应的十进制值就是偏移量。如果0号页在内存中的起始地址为Y，那么逻辑地址4097对应的物理地址就是 Y + 1.
  结论： 如果每个页面的大小为2 k B，用二进制表示逻辑地址，则末尾的K位表示页内偏移量，其余部分就是页号。
  因此，如果让 每个页面的大小为2的整数次幂， 计算机就可以很方便的得出一个逻辑地址对应的页号和页内偏移量。
  如果一个页面的大小为2KB，那分页存储管理的逻辑地址结构为：

  地址结构包括两个部分：前一个部分表示页号，后一个部分表示页内偏移量W。

  在知道如何计算页号和偏移量后，要计算实际的物理地址，还需要知道页号在内存中的起始地址，如何知道每个页面在内存中存放的位置——操作系统要为 每个进程建立一张页表。

  按照之前的方法计算出逻辑地址所对应的页号N，然后根据页表区查询实际的内存块号M，由于每个内存块号的大小都是相等的，所以实际地址 = M * 内存块大小 + 偏移量。

  在实际上，页表中是没有页号的，那怎么找到实际对应的内存块号呢？
  假设某系统物理内存大小为4GB，页面大小为4KB，则每个页表项至少应该占用多少字节？

  各页表项会 按顺序连续地 存放在内存中，如果该页表在内存中存放的地址为X，则M号页对应的页表项存放的地址为：X + M * 3B
  因此，页表的页号可以是隐含的。只需要知道 页表存放的起始地址 和 页表项长度 ，即可找到各个页号对应的页表项存放的位置，找到位置后就可以读取该位置的值，即实际内存块号。
  举个例子，如果按照逻辑地址计算出了偏移量为20，页号为1，页表中的页号是隐藏的，那么根据页表在内存中的起始地址20（假设的值），以及页表项长度3B，那么页号为1所对应的实际内存块号的值所在的地址就是：20 + 3 * 1 = 23的位置，然后在该位置的值，该值就是实际内存块号，如果是4的话，那么实际地址就是： 4 * 页面大小（4096B） + 20 = 16404。

  基本地址变换结构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。
  通常在系统中设置一个 页表寄存器（PTR Page-Table Register） ，存放 页表在内存中起始地址F 和 页表长度M 。
  进程在未执行时，页表的起址和页表长度放在 进程控制块（PCB）中 ，当进程被调度时，操作系统内核会把它们放在页表寄存器中。

  逻辑地址到物理地址变换的过程：

  比较页表长度，页表项长度和页面大小三个概念：

  在分页存储管理（页式管理）系统中，只要确定了每个页面的大小，逻辑地址结构就确定了。因此， 页式管理中地址是一维的。 即只要给出一个逻辑地址，系统就可以自动算出页号、页内偏移量两个部分，并不需要显示告系统这个逻辑地址中，页内偏移量占多少位。
  基本地址变换结构需要访问两次内存： 第一次访问内存查找页表；第二次访问物理内存对应的内存单元。

  对于上图，会很频繁地访问10号块中的指令、23号块。
   时间局部性 ：如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次执行：如果某个数据被访问过，不久之后该数据很有可能再次被访问。（因此程序中存在大量循环）。
   空间局限性 ：一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其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。如上面的数组，每次循环一次都会访问邻近的下一个元素地址）。
  在基本地址变换机构中，每次访问一个逻辑地址，都需要查询内幕才能中的页表。由于局部性原理，可能连续很多次查找到的都是一个页表项。既然如此，就可以利用这个特性减少访问页表的次数——快表。

   快表 ，又称 联想寄存器（TLB） ，是一种 访问速度比内存快很多 的高速缓冲存储器，用来存储当前访问的若干页表项，以加速地址变换的过程。与此对应，内存中的页表常称为 慢表。
  快表的地址包换过程：
  (1) CPU给出逻辑地址，由某个硬件算得页号、页内偏移量，将页号与快表中的所有页号进行比较。
  (2) 如果找到匹配的页号，说明要访问的页表项在快表中有副本，则直接从中取出该页对应的内存块号，再根据内存块号中与页内偏移量算地物理地址。最后访问该物理地址对应的内存单元。因此如果快表命中，则访问某个逻辑地址只需 一次 访问内存即可。
  (3) 如果没有找到匹配的页号，则就需要访问页表，需要两次访问内存，在第一次访问内存查询得到页号后，需要将页号添加到快表中，以便后面再次被访问。如果快表已满，则必须按照一定的算法对旧的页表项进行替换。
  由于查询快表比查询页表的速度快很多，因此只要快表命中，就可以节省很多时间。因为局部性原理，一般来说快表的命中率可以达到90%以上。