Linux存储管理方式

这种方式中，将用户程序的地址空间，注意，是 用户程序的地址空间 分为若干个固定大小的区域，成为“页”或“页面”。我们可以知道，这也页其实是不存在的，只是一种划分内存空间的方法。也就是说，这种方式将用户的程序 “肢解” 了，分成很多个小的部分，每个部分称为一个“页”。

将逻辑地址的前n位作为页号，后面32-n位作为页内偏移量。

由于进程的最后一页经常装不满一个块，从而形成了不可利用的碎片，称之为 “页内碎片” 。

作用：实现页号到物理号的地址映射。

页表是记录逻辑空间（虚拟内存）中每一页在内存中对应的物理块号。但并非每一页逻辑空间都会实际对应着一个物理块，只有实际驻留在物理内存空间中的页才会对应着物理块。

系统会为每一个进程建立一张页表，页表是需要一直驻留在物理内存中的（多级页表除外），另外页表的起址和长度存放在 PCB（Process Control Block）进程控制结构体中。

可以在页表的表项中设置相关的权限控制字段，例如设置存取控制字段，用于保护该存储块的读写；若存取控制字段为2位，则可以设置读/写、只读和只执行等存取方式。

物理块是实实在在存在于内存中的：

由于执行频率高，要求效率比较高，需要使用硬件实现。

在系统中设置一个 页表寄存器(PTR) ,其中存放页表在内存的起始地址和页表的长度。平时进程未执行的时候，页表的起始地址和页表长度放在本进程的PCB中。当调度程序调度到某个进程的时候，才将这两个数据装入 页表寄存器 。

变换过程：

快表的变换机构

为了提高地址变换速度，可在地址变换机构中增设一个具有并行查询能力的特殊高速缓冲寄存器，又称为"联想寄存器"或者“快表”。俗称TLB。

快表与页表的功能类似，其实就是将一部分页表存到 CPU 内部的高速缓冲存储器 Cache。CPU 寻址时先到快表查询相应的页表项形成物理地址，如果查询不到，则到内存中查询，并将对应页表项调入到快表中。但，如果快表的存储空间已满，则需要通过算法找到一个暂时不再需要的页表项，将它换出内存。

由于成本的关系，快表不可能做得很大，通常只存放 16~512 个页表项，这对中、小型作业来说，已有可能把全部页表项放在快表中；但对于大型作业而言，则只能将其一部分页表项放入其中。由于对程序和数据的访问往往带有局限性，因此，据统计，从快表中能找到所需页表项的概率可达 90% 以上。这样，由于增加了地址变换机构而造成的速度损失可减少到 10% 以下，达到了可接受的程度。

我们可以采用这样两个方法来解决这一问题：

① 对于页表所需的内存空间，可采用离散分配方式，以解决难以找到一块连续的大内存空间的问题；

② 只将当前需要的部分页表项调入内存，其余的页表项仍驻留在磁盘上，需要时再调入。

二级页表的页表项：

过程：

在采用两级页表结构的情况下，对于正在运行的进程，必须将其外层页表调入内存，而对于内页表则只需调入一页或几页。为了表征某页的页表是否已经调入内存，还应在外层页表项中增设一个状态位 S，其值若为 0，表示该页表分页不在内存中，否则说明其分页已调入内存。进程运行时，地址变换机构根据逻辑地址中的 P1去查找外层页表；若所找到的页表项中的状态位为 0，则产生一个中断信号，请求 OS 将该页表分页调入内存。

多级页表和二级页表类似。多级页表和二级页表是为了节省物理内存空间。使得页表可以在内存中离散存储。（单级页表为了随机访问必须连续存储，如果虚拟内存空间很大，就需要很多页表项，就需要很大的连续内存空间，但是多级页表不需要。）

为什么引入分段存储管理？

引入效果：

它将用户程序的地址空间分为若干个大小不同的的段，每个段可以定义一组完整的信息。

段号表示段名，每个段都从0开始编址，并且采用一段连续的地址空间。

在该地址结构中，允许一个作业最长有64K个段，每个段的最大长度为64KB。

在分段式存储管理系统中，为每一个分段分配一个连续的分区。进程的各个段，可以离散地装入内存中不同的分区中。

作用：实现从逻辑地址到物理内存区的映射。

为了保证程序能够正常运行，就必须能够从物理内存中找出每个逻辑段所对应的位置。为此在系统中会为每一个进程建立一张 段表 。每个段在表中有一个表项，其中记录了该段在内存中的起始地址和段的长度。一般将段表保存在内存中。

在配置了段表之后，执行的过程可以通过查找段表，找到每一个段所对应的内存区。

为了实现进程从逻辑地址到物理地址的变换功能，在系统设置了段表寄存器，用于存放段表的起始地址和段表长度TL。

在进行地址变换时，系统将逻辑地址中的段号与段表长度TL 进行比较。若 S >TL，表示段号太大，是访问越界，于是产生越界中断信号。若未越界，则根据段表的始址和该段的段号，计算出该段对应段表项的位置，从中读出该段在内存的起始地址。然后，再检查段内地址 d 是否超过该段的段长 SL。若超过，即 d>SL，同样发出越界中断信号。若未越界，则将该段的基址 d 与段内地址相加，即可得到要访问的内存。

分页和分段系统相似之处：两者都采用离散分配方式，且都是通过地址映射机构实现地址变换。

但在概念上两者完全不同，主要表现在下述三个方面：

分页系统以页面作为内存分配的基本单位，能有效地提高内存利用率，而分段系统以段作为内存分配的基本单位，它能够更好地满足用户多方面的需要。

段页式地址结构由段号、段内页号及页内地址三部分所组成

段页式系统的基本原理是分段和分页原理的结合，即先将用户程序分成若干个段，再把每个段分成若干个页，并为每一个段赋予一个段名。如下图展示了一个作业地址空间的结构。该作业有三个段：主程序段、子程序段和数据段；页面大小为 4 KB：

在段页式系统中，为了实现从逻辑地址到物理地址的变换，系统中需要同时配置段表和页表。段表的内容与分段系统略有不同，它不再是内存始址和段长，而是页表始址和页表长度。下图展示出了利用段表和页表进行从用户地址空间到物理(内存)空间的映射。

在段页式系统中，为了便于实现地址变换，须配置一个段表寄存器，其中存放段表始址和段长 TL。进行地址变换时，首先利用段号 S，将它与段长 TL 进行比较。若 S <TL，表示未越界，于是利用段表始址和段号来求出该段所对应的段表项在段表中的位置，从中得到该段的页表始址，并利用逻辑地址中的段内页号 P 来获得对应页的页表项位置，从中读出该贝所在的物理块号 b，再利用块号 b 和页内地址来构成物理地址。

在段页式系统中，为了获得一条指令或数据，须三次访问内存。第一次访问是访问内存中的段表，从中取得页表始址；第二次访问是访问内存中的页表，从中取出该页所在的物理块号，并将该块号与页内地址一起形成指令或数据的物理地址；第三次访问才是真正从第二次访问所得的地址中取出指令或数据。

显然，这使访问内存的次数增加了近两倍。为了提高执行速度，在地址变换机构中增设一个高速缓冲寄存器。每次访问它时，都须同时利用段号和页号去检索高速缓存，若找到匹配的表项，便可从中得到相应页的物理块号，用来与页内地址一起形成物理地址：若未找到匹配表项，则仍需第三次访问内存。

参考链接：

1 分页机制

在虚拟内存中，页表是个映射表的概念, 即从进程能理解的线性地址(linear address)映射到存储器上的物理地址(phisical address).

很显然，这个页表是需要常驻内存的东西, 以应对频繁的查询映射需要(实际上，现代支持VM的处理器都有一个叫TLB的硬件级页表缓存部件，本文不讨论）。

1.1 为什么使用多级页表来完成映射

但是为什么要使用多级页表来完成映射呢?

用来将虚拟地址映射到物理地址的数据结构称为页表, 实现两个地址空间的关联最容易的方式是使用数组, 对虚拟地址空间中的每一页, 都分配一个数组项. 该数组指向与之关联的页帧, 但这会引发一个问题, 例如, IA-32体系结构使用4KB大小的页, 在虚拟地址空间为4GB的前提下, 则需要包含100万项的页表. 这个问题在64位体系结构下, 情况会更加糟糕. 而每个进程都需要自身的页表, 这回导致系统中大量的所有内存都用来保存页表.

设想一个典型的32位的X86系统，它的虚拟内存用户空间(user space)大小为3G, 并且典型的一个页表项(page table entry, pte)大小为4 bytes，每一个页(page)大小为4k bytes。那么这3G空间一共有(3G/4k=)786432个页面，每个页面需要一个pte来保存映射信息，这样一共需要786432个pte!

如何存储这些信息呢？一个直观的做法是用数组来存储，这样每个页能存储(4k/4=)1K个，这样一共需要(786432/1k=)768个连续的物理页面(phsical page)。而且，这只是一个进程，如果要存放所有N个进程，这个数目还要乘上N! 这是个巨大的数目，哪怕内存能提供这样数量的空间，要找到连续768个连续的物理页面在系统运行一段时间后碎片化的情况下，也是不现实的。

为减少页表的大小并容许忽略不需要的区域, 计算机体系结构的涉及会将虚拟地址分成多个部分. 同时虚拟地址空间的大部分们区域都没有使用, 因而页没有关联到页帧, 那么就可以使用功能相同但内存用量少的多的模型: 多级页表

但是新的问题来了, 到底采用几级页表合适呢?

1.2 32位系统中2级页表

从80386开始, intel处理器的分页单元是4KB的页, 32位的地址空间被分为3部分

单元

描述

页目录表Directory最高10位

页中间表Table中间10位

页内偏移最低12位

即页表被划分为页目录表Directory和页中间表Tabl两个部分

此种情况下, 线性地址的转换分为两步完成.

第一步, 基于两级转换表(页目录表和页中间表), 最终查找到地址所在的页帧

第二步, 基于偏移, 在所在的页帧中查找到对应偏移的物理地址

使用这种二级页表可以有效的减少每个进程页表所需的RAM的数量. 如果使用简单的一级页表, 那将需要高达220个页表, 假设每项4B, 则共需要占用220?4B=4MB的RAM来表示每个进程的页表. 当然我们并不需要映射所有的线性地址空间(32位机器上线性地址空间为4GB), 内核通常只为进程实际使用的那些虚拟内存区请求页表来减少内存使用量.

1.3 64位系统中的分页

正常来说, 对于32位的系统两级页表已经足够了, 但是对于64位系统的计算机, 这远远不够.

首先假设一个大小为4KB的标准页. 因为1KB覆盖210个地址的范围, 4KB覆盖212个地址, 所以offset字段需要12位.

这样线性地址空间就剩下64-12=52位分配给页中间表Table和页目录表Directory. 如果我们现在决定仅仅使用64位中的48位来寻址(这个限制其实已经足够了, 2^48=256TB, 即可达到256TB的寻址空间). 剩下的48-12=36位被分配给Table和Directory字段. 即使我们现在决定位两个字段各预留18位, 那么每个进程的页目录和页表都包含218个项, 即超过256000个项.

基于这个原因, 所有64位处理器的硬件分页系统都使用了额外的分页级别. 使用的级别取决于处理器的类型

平台名称

页大小

寻址所使用的位数

分页级别数

线性地址分级

alpha8KB43310 + 10 + 10 + 13

ia644KB3939 + 9 + 9 + 12

ppc644KB41310 + 10 + 9 + 12

sh644KB41310 + 10 + 9 + 12

x86_644KB4849 + 9 + 9 + 9 + 12

linux下的分段分页机制将一个逻辑地址转换到物理地址的问题？？？？？

一个逻辑地址经过分段后得到的是线性地址，我挺郁闷的这个线性地址到底如何得到的？？？应为linux的线性地址是个32位的地址，高10为保存目录项，中间10位保存页表项，然后低12为对应物理页偏移地址。。。。然而这个逻辑地址是经过选择子选出来的段基址，加上段内偏移，出来确实是个32位地址。。。似乎这个中间的步骤被屏蔽了是吧？？？我想知道这里面是如果把逻辑地址转换成这个分成三个部分索引的线性地址！前面是段基址然后段偏移就出来个线性地址这叫我无法接受，刨根究底！求助。。。。求助！

【分页机制对应用程序， *** 作系统本身的程序都是有作用的。】

这是问题问的比较深入了，弄明白这个问题就要研究 *** 作系统究竟怎么分配和使用内存。

一般，不管是 *** 作系统还是应用程序都要先分配内存然后才是内存寻址和使用，而如何分配不同的系统肯定不同。 *** 作系统种类很多，xp，2000，linux，unix。。。但一般原理还是差不多的。

以linux *** 作系统为例，

应用程序的内存肯定是由 *** 作系统管的，os按分页策略给应用程序分配内存。

那么 *** 作系统呢，这就是你关心的点了？

开机加电的时候linux *** 作系统内核代码进入内存，一般这些内存是连续的，但这些内存在后面使用时仍能适用分页机制去寻址，不过是页面正好是连续的罢了。

而随着 *** 作系统运行，内核程序也会继续要求内存，这时候内存管理程序负责分配内存空间，这里面有不少细节了，暂时就不啰嗦了，但无论怎么分的，分配后使用这些内存的时候，指令地址都会以分页机制进行寻址找到分配的内存。

所以，分页机制是整个系统的内存寻址机制，对应用程序和 *** 作系统本身都启作用。

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