記憶體管理筆記(分頁，分段，邏輯地址，物理地址)【轉】

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本文轉載自：http://www.cnblogs.com/felixfang/p/3420462.html

1. 物理地址和邏輯地址

物理地址：載入到記憶體位址寄存器中的地址，記憶體單元的真正地址。在前端匯流排上傳輸的記憶體位址都是實體記憶體地址，編號從0開始一直到可用實體記憶體的最高端。這些數字被北橋(Nortbridge chip)映射到實際的記憶體條上。物理地址是明確的、最終用在匯流排上的編號，不必轉換，不必分頁，也沒有特權級檢查(no translation, no paging, no privilege checks)。

邏輯地址：CPU所產生的地址。邏輯地址是內部和編程使用的、並不唯一。例如，你在進行C語言指標編程中，可以讀取指標變數本身值(&操作)，實際上這個值就是邏輯地址，它是相對於你當前進程資料區段的地址（位移地址），不和絕對物理地址相干。

為什麼會有這兩種地址？

個人覺的原因在於邏輯地址分配更加靈活，可以允許不唯一，看起來也較為直觀，例如，一段代碼中分配數組，邏輯地址上是連續的，然而在物理地址上，這個數組所佔用的頁可能分散開來，物理地址上就是不連續的，這樣對程式的可理解性上有影響。另外，有了邏輯地址這個概念，才能使用虛擬記憶體技術。

2. Paging，分頁記憶體管理方案

(1) 分頁的最大作用就在於：使得進程的物理地址空間可以是非連續的。

實體記憶體被劃分為一小塊一小塊，每塊被稱為幀(Frame)。分配記憶體時，幀是分配時的最小單位，最少也要給一幀。在邏輯記憶體中，與幀對應的概念就是頁(Page)。

邏輯地址的表示方式是：前部分是頁碼後部分是頁位移。

例如，已知邏輯空間地址為2^m個位元組（也就是說邏輯地址的長度是m位），已知頁大小是2^n位元組。那麼一共可以有2^(m-n)個頁。因此頁碼部分會佔m-n位，之後的n位，用來儲存頁位移。

舉個例子， 頁大小為4B，而邏輯記憶體為32B（8頁），邏輯地址0的頁號為0，頁號0對應幀5，因此邏輯地址映射為物理地址5*4+0=20。邏輯地址3映射物理地址5*4+3=23。邏輯地址13(4*3+1，頁號為3，位移為1，因此幀號為2)，映射到物理地址9。

採用分頁技術不會產生外部片段(記憶體都被劃分為幀)，但可能產生內部片段(幀已經是最小單元，因此幀內部可能有空間沒有用到)。

按機率計算下來，每個進程平均可有半個幀大小的內部片段。

(2) 頁表的硬體實現

上一小節中寫到頁表是邏輯地址轉化到物理地址的關鍵所在。那麼頁表如何儲存？

每個作業系統都有自己的方法來儲存頁表。絕大多數都會為每個進程分配一個頁表。現在由於頁表都比較大，所以放在記憶體中(以往是放在一組專用寄存器裡)，其指標存在進程式控制制塊(PCB)裡，當進程被發送器選中投入運行時，系統將其頁表指標從進程式控制制塊中取出並送入使用者寄存器中。隨後可以根據此首地址訪問頁表。

頁表的儲存方式是TBL(Translation look-aside buffer, 翻譯後備緩衝器)+記憶體。TBL實際上是一組硬體緩衝所關聯的快速記憶體。若沒有TBL，作業系統需要兩次記憶體訪問來完成邏輯地址到物理地址的轉換，訪問頁表算一次，在頁表中尋找算一次。TBL中儲存頁表中的一小部分條目，條目以索引值對方式儲存。

(3) 頁表的資料結構

a.

今年是2013年，現有的膝上型電腦，記憶體位址空間一般為2^32位元組以上。對於具有32位邏輯地址空間的電腦系統，如果系統的頁大小為4KB(2^12B)，那麼頁表可以擁有2^(32-12)個，也就是一百多萬個條目，假設每個條目佔有4B，那每個進程都需要4MB的物理地址空間來存放頁表本身。而且，頁表本身需要分配在連續記憶體中。

為此，Hierarchical Paging(層次化分頁)被提出，實際上就是將頁號分為兩部分，第一部分作為索引，第二部分作為頁號的位移。

以一個4kb頁大小的32位系統為例。一個邏輯地址被分為20位的頁碼和12位的頁位移。因為要對頁表進行再分頁，所以該頁號可分為10位的頁碼和10位的頁位移。這樣一個邏輯地址就表示如下形式：

 

地址轉換過程如下：

 

地址由外向內轉換，因此此方法也被稱為forward-mapped page table(向前映射表)。

b. Hashed Page Tables 雜湊頁表

處理超過32位地址空間的常用方法是使用hashed page table(雜湊頁表)，並以虛擬頁碼作為雜湊值。雜湊頁表的每一條目都包括一個鏈表的元素，這些元素雜湊成同一位置。每個元素有三個域：虛擬頁碼，所映射的幀號，指向鏈表中下一個元素的指標。

個人看來，雜湊頁表的地址轉換方式，實際上是Chaining(連結)方式，也就是一種雜湊函數的溢出處理方式(另一種溢出處理方式叫做Open Addressing，開放定址)，具體過程如下：

邏輯地址需要大於32bit的地址空間來表示，但是作業系統仍只有32bit來表示地址。此時人們便想到虛擬頁地址，虛擬位址可以在32bit表示範圍之內，然後利用雜湊函數完成邏輯地址到虛擬位址的映射，由於虛擬位址更少，雜湊函數會出現溢出，這裡使用Chaining來解決溢出。

邏輯地址中的頁號(中的p)經過雜湊函數的計算，算出虛擬位址中的頁號，根據虛擬頁號可以在雜湊表中以O(1)方式定址，用p與鏈表中的每一個元素的第一個域相比較。如果匹配，那麼相應的幀號就用來形成物理地址。如果不匹配，就對鏈表中的下一個節點進行比較，以尋找一個匹配的頁號。

c. Inverted page table 反向頁表

時間關係，這段暫時略過。

3. Segmentation，分段記憶體管理方案

採用分頁記憶體管理有一個不可避免的問題：使用者視角的記憶體和實際記憶體的分離。設想一段main函數代碼，裡麵包含Sqrt函數的調用。按照編寫者的理解，這段代碼運行時，作業系統應該分配記憶體給：符號表(編譯時間使用)，棧(存放局部變數與函數參數值)，Sqrt程式碼片段，主函數程式碼片段等。這樣，編寫者就可以方便地指出："函數sqrt記憶體模組的第五條指令"，來定位一個元素。而實際上，由於採用Paging的管理方式，所有的一切都只是散落在實體記憶體中的各個幀上，並不是以編寫者的理解來劃分模組。

Segmentation的記憶體管理方式可以支援這種思路。邏輯地址空間由一組段組成。每個段都有名字和長度。地址指定了段名稱和段內位移。因此使用者通過兩個量來指定地址：段名稱和位移。段是編號的，通過段號而非段名稱來引用。因此邏輯地址由有序對構成：

 <segment-number,offset>(<段號s, 段內位移d>)

段位移d因該在0和段界限之間，如果合法，那麼就與基地址相加而得到所需位元組在實體記憶體中的地址。因此段表是一組基地址和界限寄存器對。

 

例如，有5個段，編號0~4，例如段2為400B開始於位置4300，對段2第53位元組的引用映射成位置4300+53=4353。而段0位元組1222的引用則會觸發地址錯誤，因為該段的僅為1000B長(界限為1000)。

4. 合并分段和分頁的管理方案

在現有的Intel相容電腦(x86)上，採用的記憶體管理方案是分段和分頁合并的管理方案。

在這個方案中，邏輯地址，如前一節中所說，是由一個段標識符加上一個指定段內相對位址的位移量，表示為 [段標識符：段內位移量]。

這樣的邏輯地址轉換的過程是怎樣呢？如所示：

當CPU要執行一條引用了記憶體位址的指令時，轉換過程就開始了。第一步是把邏輯地址轉換成線性地址。但是，為什麼不跳過這一步，而讓軟體直接使用線性地址（或物理地址呢？）原因主要是因為：

(1) Intel的更新是漸進式而非革命式，新的處理器需要相容和保留過往的設定。具體的原因，博文Memory Translation and Segmentation (http://blog.csdn.net/drshenlei/article/details/4261909) 中講的較為清楚。

(2) 如上節所說，採用段記憶體管理，可以跟方便地進行地址保護(同一類型的地址邏輯地址在一起)。

下面講邏輯地址到線性地址的部分。

在IBM OS/2 32位版本的作業系統，和Intel 386的環境下。作業系統採用的記憶體配置方式就是分段和分頁合并的方式。

邏輯地址的實際上是一對<選擇符，位移>。

選擇符的內容如下：

從左開始，13位是索引(或者稱為段號)，通過這個索引，可以定位到段描述符(segment descriptor)，而段描述符是可以真正記載了有關一個段的位置和大小資訊， 以及存取控制的狀態資訊。段描述符一般由8個位元組組成。由於8B較大，而Intel為了保持向後相容，將段寄存器仍然規定為16-bit(儘管每個段寄存器事實上有一個64-bit長的不可見部分，但對於程式員來說，段寄存器就是16-bit的)，那麼很明顯，我們無法通過16-bit長度的段寄存器來直接引用64-bit的段描述符。因此在邏輯地址中，只用13bit記錄其索引。而真正的段描述符，被放於數組之中。

這個記憶體中的數組就叫做GDT(Global Descriptor Table，全域描述表)，Intel的設計者門提供了一個寄存器GDTR用來存放GDT的入口地址。程式員將GDT設定在記憶體中某個位置之後，可以通過LGDT指令將GDT的入口地址裝入此寄存器，從此以後，CPU就根據此寄存器中的內容作為GDT的入口來訪問GDT了。

除了GDT之外，還有LDT(Local Descriptor Table，本地描述表)，但與GDT不同的是，LDT在系統中可以存在多個，每個進程可以擁有自己的LDT。LDT的記憶體位址在LDTR寄存器中。

在之前圖中的TI位，就是用來表示此索引所指向的段描述符是存於全域描述表中，還是本地描述表中。=0，表示用GDT，=1表示用LDT。

RPL位，佔2bit，是保護資訊位，還沒有仔細瞭解過這一塊，暫時先不寫。

找到，段描述符後，加上位移量，便是線性地址。轉換過程如下：

在Intel 386的環境下，線性地址轉換為物理地址的過程，和第二節分頁式記憶體管理中，層次分頁中，邏輯地址轉換為物理地址的方法類似。如。

 

Intel 80386的地址轉換全過程如：

 

記憶體管理部分是作業系統的核心功能之一，這次將理論部分整理出來，一是為了複習，二也是為了提綱挈領地為深入學習作業系統做準備。

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