操作系统_清华大学(向勇、陈渝)-笔记-第四章-非连续内存

非连续内存的管理

前面的连续内存管理好像都有一些问题，我们可以考虑一种非连续内存管理的办法。管理都是有开销的，最好是要将管理方法建立在硬件之上。

分段

分段是为了更好的分离和共享，分离程序为多个具有不同功能的段。

段访问

将一个逻辑地址分为：

• 段号
• 偏移量

在段表中存有段号与段的物理起始地址的映射关系。
在Limit Register中存有每个段的大小。

段表由os建立，与硬件有着较为紧密的联系。

分页

但其实现在大家都不用分段了，大家都用分页的机制。
最主要的区别是，分段方式中，段的大小是可变的，而在分页中页大小是固定的。我们划分物理内存至固定大小的帧，同时将逻辑地址划分为相同大小的页。


也就是将物理地址、逻辑地址都分为基地址+偏移地址的形式。

页寻址机制如下：

1. 先将逻辑地址拆分为：页号+偏移量。
2. 在页表基地址上，在页表中查出帧号。
3. 找到对应的物理地址=帧号+偏移地址。
   
   总的帧数目可以和页数目不相等，但是页内大小一定要和帧大小相等。通常来说，逻辑地址空间比物理地址空间更大。
   逻辑地址空间内是连续的，但实际物理空间内是不连续的。
   

页表

页表分为Flags+Frame num两项，Flags指出对应于逻辑地址的帧是否存在。
下图的页表最底下是0，往上数。

存在问题：

• 访问一个内存单元需要两次内存访问：获取页表+访问数据
• 页表可能过大，64位机器，每页1024B，一个页表的大小大的不能想象~。而cpu内的cache才多大，那么页表就要放到内存当中，速度--。

处理方法：
TLB（Translation Look-aside Buffer）
称之为快表，缓存近期访问的页帧转换表项，查找速度很快，若果TLB命中，就可以很快得到物理页号，而若TLB未命中，则加载对应表项到TLB中。

二级页表
多层次页可以解决占用内存过大的问题。
一个页表分为：一级页表页号+二级页表页号+偏移地址。
先在一级页表中查到二级页表的地址，再在二级页表中查到帧号。

若p1指向的项不存在，那么相应的二级页表也不用存在，通过这种方式节省了空间。
进一步推广，可以得到多级页表，建立页表树，称之为B+树。

这是一种用时间换空间的方法。

反向页表

有大地址空间，前向映射页变得繁琐。不是让页表与逻辑地址空间大小相对应，而是让页表与物理地址空间的大小相对应。
页寄存器（Page Register）方案：
以物理帧号为索引，找到对应的页号。这样可以大大减小内存消耗。
很大的问题，如何查找？

基于Hash查找的方案：
原理：哈希表双向映射，通过哈希表得到页-帧的对应关系。

加入程序ID，缓解哈希冲突的问题。