【简记】Operating System—— memory management（分页，分段，页表大小计算）

This memo is based on the course of Dr.Li with Operating System as the reference book.

本章内容：

• 页式内存管理（非连续）
• TLB（类似网络中DNS服务器的作用）
• 页表的结构（层次结构，哈希结构，反向结构）
• 分段

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8.4 分页

分页( paging) 内存管理方案允许进程的物理地址空间可以是非连续的。

8.4.1 基本方法

实现分页的基本方法涉及将物理内存分为固定大小的块，称为帧(frame); 而将逻辑地址也分为同样大小的块，称页(page)。

页大小是由硬件来决定的。页的大小通常为2的幂。同时逻辑地址也是2的幂。所以在求页号和偏移的时候可以用左移右移操作，加快速度。

由CPU 生成的每个地址分为两个部分：页号(p) 和页偏移(d) 。页号作为页表的索引。页表包含每页所在物理内存的基地址，这些基地址与页偏移的组合就形成了物理地址，就可送交物理单元。

由于页大小和帧大小相同，下图中的d也相同，这样在转换中只需要求得对应物理内存中的基值起点，再加上偏移d即可，转换更加方便。

采用分页技术不会产生外部碎片（因为进程得到的空间是以页为单位），所以可能会有内部碎片。

在帧表( frametable ) 中，每个条目对应着一个帧，以表示该帧是空闲还是己占用， 如果占用，是被哪个进程的哪个页所占用。

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8.4.2 硬件支持

由于页表有可能非常大，所以需要将页表放在内存中，并将页表基寄存器( page-table base register ) 指向页表。

转换表缓冲区( translation look -aside buffer, TLB)。TLB 是关联的快速内存。

TLB 与页表一起按如下方法使用：TLB 只包括页表中的一小部分条目。当CPU 产生逻辑地址后，其页号提交给TLB 。如果找到页号，那么也就得到了帧号，并可用来访问内存。整个任务与不采用内存映射相比，其时间增加不会超过10%。

如果页码不在TLB中(称为TLB 失效)，那么就需要访问页表。当得到帧号后， 就可以用它采访问内存( 如图8. 11所示)。同时，将页号和帧号增加到TLB 中，这样下次再用时就可很快查找到。如果TLB 中的条目已满，那么操作系统会选择一个来替换。替换策略有很多， 从最近最少使用替换(LRU ) 到随机替换等。另外，有的TLB允许有些条目固定下来，也就是说它们不会从TLB中被替换。通常内核代码的条目是固定下来的。

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8.4.3 保护

在分页环境下， 内存保护是通过与每个帧相关联的保护位来实现的。如：

• 可以用一个位来定义一个页是可读写还是只读的。
• 还有一个位通常与页表中的每一条目相关联: 有效-无效位。
  

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8.4.4 共享页

分页的优点之一在于可以共享公共代码，这种考虑对分时环境特别重要。

如果代码是可重入代码( reentrant code，或称为纯代码)，则可以共享。

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8.5 页表结构
本节将讨论一些组织页表的常用技术。

8.5.1 层次页表

一个系统中的页表存储的条目可能有上百万条，将页表划分为更小部分，便于存储。

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(20)可分为10 位的页码和10 位的页偏移。

由于地址转换由外向内，这种方案也称为向前映射页表 。
注意最后的一个方块，已经指向了具体物理内存。（但是在实现上还是通过计算对应的物理地址，经过总线寻址才能拿到具体数据）

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8.5.2 哈希页表

处理超过32位地址空间的常用方法是使用哈希页表（64位系统上）。

每个元素有3 个域: ( 1 )虚拟页码 (2)所映射的帧号(3)指向链表中下一个元素的指针。

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8.5.3 反向页表

通常，每个进程都有一个相关页表。页表是按虚拟地址排序的，操作系统能够计算出所对应条目在页表中的位置，并可以直接使用该值。
这种方法的缺点之一是每个页表可能有很多项。这些表可能消耗大量物理内存，却仅用来跟踪物理内存是如何使用的。

为了解决这个问题，可以使用反向页表。反向页表对于每个真正的内存页或帧才有一个条目。

系统的每个虚拟地址有一个三元组< process- id, page-nurmber, offset >；
每个反向页表的条目为一对< process-id， page-number > ， 其中process-id 用来作为地址空间的标识符。当需要内存引用时，由< process-id， page-number >组成的虚拟地址部分送交内存子系统。通过查找反向页表来寻找匹配。如果匹配找到，例如条目i，那么就产生了物理地址< i， offset > 。如果没有匹配，那么就是试图进行非法地址访问。

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分页和分段系统有许多相似之处，但在概念上两者完全不同，主要表现在：
1、页是信息的物理单位，分页是为实现离散分配方式，以消减内存的外零头，提高内存的利用率；或者说，分页仅仅是由于系统管理的需要，而不是用户的需要，对用户是不可见的。
段是信息的逻辑单位，它含有一组意义相对完整的信息。分段的目的是为了能更好的满足用户的需要。
2、页的大小固定且由系统确定，把逻辑地址划分为页号和页内地址两部分，是由机器硬件实现的，因而一个系统只能有一种大小的页面。
段的长度却不固定，决定于用户所编写的程序，通常由编辑程序在对源程序进行编辑时，根据信息的性质来划分。
3、分页的作业地址空间是维一的，即单一的线性空间，程序员只须利用一个记忆符，即可表示一地址。
分段的作业地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既需给出段名，又需给出段内地址。

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8.6 分段

分段(segmentation)就是支持这种用户视角的内存管理方案。

段是编号的，是通过段号而不是段名来引用的。因此，逻辑地址由有序对组成< segment-number, offset >

一个C 编译器可能会创建如下段:
①代码
②全局变量
③堆(内存从堆上分配)
④每个线程采用的栈
⑤标准的C 库函数

http://blog.csdn.net/cc_net/article/details/24726287

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一个页的大小为何为4K

一种计算方法是，因为32位下，最低的12位是存放页偏移，所以可能的偏移一共有2^12次方，内存中基本的存储单位是1B，所以对应一个帧表的大小是4KB，页表也是4KB

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前提：32位逻辑地址空间的计算机系统，两级页表，每个页中每个条目占4Byte，即32位的数据

设：页大小为X（byte）

则：X/4就是每个页中可以存取的条目个数

两级页表的地址转化关系如图8.1所示

假设在一个32位的条目中存放此内存的地址，则2*log2（X/4）就是图1中，p1+p2的位数。

2^(p1+p2)：系统可以寻址多少个页面

(x/4)^2：前两级页表共可以选择多少个entry，因为第一级页表entry个数是x/4，第二级相同，所以相乘既共有多少个entry

系统可以寻址的页面数目=前两级页表共可以选择多少个entry，即2^(p1+p2)=(x/4)^2====>2*log2（X/4）=p1+p2。

此外：如果页大小为X，那么为了偏移量能够寻址所有的X位，需要：2的d次方=X，即log2（X）=d。

然而由图一知，p1+p2+d=32，所以：

2*log2（X/4）+log2（X）=32

可以计算得到X=4096.即页的大小为4096bit=4k。

以上只是硬件在最充分利用资源情况下的方式，有人说为什么其他大小的页面（如8k）不行？不是不行，是这么做就是傻，为什么？解释如下：

前提如上面所述，如果页面大小是8k，d就必须等于13（2^13=8k），p1+p2=19；

此时每个entry还是4B，则每个页面共有entry=8K/4B=2048个；

假设用p2寻址2048个entry，则p2=11，此时p1=8；

问题来了，p1=8，则第一级页表只能寻址2^8=256个entry，此时第一级页表就有2048-256=1792个entry不能使用，这是多大的资源浪费？？？！！！

当然，系统其他地方的开销是需要平衡的，所以4k是一个综合评价后的结果。

但是，以后的大型系统，内存很可能上升到T级别，到那时在用4k页就是傻。目前ARMv8 64位的Linux中，大内存情况下2M页是比较合理的，而且OS中对其支持很完美。