19.段页结合的实际内存管理

Posted 2022-07-09 PacosonSWJTU

【README】

1.本文内容总结自 B站 《操作系统-哈工大李治军老师》，内容非常棒，墙裂推荐；

2.段与页

• 段： 用户程序采用分段结构；
• 页： 操作系统采用分页机制管理物理内存；
• 段页结合：程序员希望用段，物理内存希望用页，所以操作系统需要把段与页结合起来管理内存；

3.段页各自工作机制

问题：如何把 分段式内存管理 与  分页式内存管理 联系起来？

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【1】虚拟内存

1）虚拟内存定义

• 操作系统用程序实现了虚拟内存，把段与页结合起来；如下图所示。

 【图解】

• 从用户视角，程序分段存储；
• 从物理内存视角，内存按照分页管理；

2）段页同时存在：段面向用户/页面向硬件

【图解】
用户程序分段存储在虚拟内存，包括数据段，代码段等；
以用户代码段为例：
把用户代码段分为3个内存页进行存储，其中某段的虚拟地址为0x00345008，映射的物理地址是 0x7008；
补充：

• 虚拟内存的代码段基址存储在cs段寄存器中，偏移量存储在ip寄存器中；

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【2】 段页同时存在时的重定位（地址翻译）

0）背景

• 上述介绍了通过分段，每段分页把程序存储到多个内存页；
• 为了让用户使用内存，还应该提供段页同时存在时的重定位功能（逻辑地址翻译为物理地址的功能）

1）段页同时存在时的重定位（重定位也称为地址翻译，逻辑地址翻译为物理地址）

 

【图解】

• 步骤1：获取程序逻辑地址，结构为 段号+偏移，分别用cs : ip 存储段号，偏移量；
• 步骤2：根据段号从段表中查询段基址，这个段基址是虚拟地址；
• 步骤3：根据虚拟地址计算出页号（如虚拟地址0x1756的页号为17）；
• 步骤4：根据页号从页表中查询出页框号（物理页号），如页框号为3；
• 步骤5：根据页框号（物理页号）和页内偏移计算出物理内存地址，如0x0356；至此完成了逻辑地址到物理内存地址的翻译；

最后：操作系统把物理内存地址送入地址总线读写该内存地址上的数据；

【小结】段页同时存在时的重定位（地址翻译）

• 从逻辑地址映射到虚拟地址，虚拟地址映射到物理地址的过程；
• 操作系统基于以上2层地址映射，实现既面向用户支持分段，又面向物理内存支持分页管理；
• 所以构成了段页结合的内存管理模式，其核心在于虚拟内存；

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【3】 段页时结合的内存管理示例

内存管理的核心就是内存分配，所以从程序放入内存，使用内存开始（使用内存就是取指执行）；

【3.1】段页时内存管理具体措施

1）具体措施

• 分配段，建立段表；
• 分配页，建立页表；
• 进程带动内存使用的图谱（给进程分配了内存后，进程中的程序就可以放入内存）；
• 从进程fork中的内存分配开始；（进程fork，创建一个新进程，也就需要为新进程分配内存空间，使得程序中的逻辑地址能够正确翻译到物理地址）

 2）段页式内存下程序如何载入内存？

• 步骤1：建立段表：把用户程序段（如代码段，数据段）与虚拟地址中的段映射起来；如在虚拟内存上分割一段区域分配给用户数据段，以此建立映射关系，即建立段表；
  • 如何分割？ 采用分区算法对虚拟内存进行分割（只需要存储分区基址和长度）；
• 步骤2：建立页表：把虚拟地址中的段分割为若干逻辑页，如3个逻辑页；3个逻辑页与物理内存的3个物理页进行映射，即建立页表；

补充：虚拟内存是不存在的，是操作系统用程序实现的；

3）段页式内存下程序载入内存的示意图如下：

【图解】
虚拟地址段表结构（采用分区算法分割虚拟内存，如最佳适合分区算法，分区算法需要存储基址和长度）： 

段号	基址（虚拟地址）	长度	保护
0	Xxx	Xx	xx
1	0x45000	60K	R/W

页表结构：

逻辑页号	页框号（物理页）	保护
Xx	xx	xx
......	......	......
0x45	7	R/W

3.1）逻辑地址：

• 段号+偏移地址，分别通过 cs 和 ip寄存器来给出；

3.2）逻辑地址（如数据段 :  0x300）翻译为物理地址的步骤如下：

• 根据cs获取段号（数据段的段号）； （cs是代码段寄存器）
• 根据段号查询段表得到段基址（虚拟地址） ；
• 根据虚拟地址计算出逻辑页号；如虚拟地址0x45000，它的逻辑页号是0x45；
• 根据逻辑页号查询页表得到页框号（物理页号）；如根据逻辑页号45得到物理页号7；
• 根据物理页号7和偏移地址（ip寄存器个给出，如0x300）得到最终的物理内存地址0x7300； 即数据段中的指令 mov [300],0 中的逻辑地址300翻译后的物理地址为 0x7300 （把0赋值给物理地址0x7300内存单元）；

地址翻译（重定向）完成后，操作系统把物理地址送入地址总线以读写该地址上的数据；

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【4】段页式内存管理代码实现

【4.1】分配虚拟内存，建立段表  （第1步）

 【代码解说】

• copy_process函数： 创建新进程；
• copy_mem函数：新进程的内存与当前进程的内存分配情况相同；
• 补充：LDT表就存储了该程序多个段的段基址；

1）copy_mem代码（分配虚拟内存，建立段表）：

int copy_mem(int nr, task_struct *p)

	unsigned long new_data_base;
	// new_data_base就是虚拟内存基址，实际上是对虚拟内存的分割；每个新进程的虚拟内存空间是64M； 
	// 0号进程的虚拟内存空间是0~64M-1；1号进程的虚拟内存空间是 64M~2*64M-1；...... 
	new_data_base = nr * 0x4000000;  // 64M * nr ，nr是第几个进程 
	// 建立段表，为段表的代码段设置基址；p是pcb；进程切换时，段表跟着切换；
	set_base(p->ldt[1], new_data_base); 
	// 建立段表，为段表的数据段设置基址；p是pcb；进程切换时，段表跟着切换；
	set_base(p->ldt[2], new_data_base);  
 

1.1）各进程的虚拟地址
每个进程占用 64M 的虚拟地址空间，互不重叠；

 

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【4.2】分配物理内存，建立页表 （第2步）

1）copy_mem 拷贝内存代码 （详细步骤）

// 拷贝内存  
int copy_mem(int nr, task_struct *p)

	unsigned long old_data_base;
	old_data_base = get_base(current->ldt[2]);
	// copy_page_tables的作用是把旧进程物理页赋值给新进程，两者使用相同的物理页 
	// 新进程共用旧进程的物理页， old_data_base，new_data_base分别是父进程，新进程的虚拟地址基址； 
	// 拷贝页表，修改虚拟地址，为新进程建立页表
	copy_page_tables(old_data_base, new_data_base, data_limit); 


// 拷贝页表，修改虚拟地址，为新进程建立页表 
int copy_page_tables(unsigned long from, unsigned long to, long size)

	// 位运算得到父进程的页目录号指针 from_dir ；
	from_dir = (unsigned long *) ( (from>>20) & 0xffc );
	// 位运算得到新（子）进程的页目录号指针 to_dir ；   	
	to_dir = (unsigned long *) ( (to >> 20) & 0xffc );
	// 拷贝的字节数
	size = (unsigned long) (size + 0x3fffff) >> 22;
	// 
	for (; size-- > 0; from_dir++, to_dir++) 
	   // from_page_table 是父进程页表基址
		from_page_table = (0xfffff000 & *from_dir);
		// 申请（分配）一个物理内存页 
		to_page_table = get_free_page();
		// 把新的物理内存页基址赋值给 to_dir 
		*to_dir = ( (unsigned long) to_page_table ) | 7 ; 		
	

 

2）from_page_table 与 to_page_table 

 

【图解】

• from_dir 是页目录号 1 的基址，是 父进程 的页目录号的基址；
• to_dir 是页目录号 7 的基址，是 子进程 的页目录号的基址；
• 接下来要做的就是，把 from_dir 页目录号1映射的页表内容 拷贝到 to_dir页目录号7的页表；

2）把from_dir 对应的页表内容 拷贝到 to_dir 对应的页表

 【代码】父进程页表内容拷贝到子进程页表的代码如下：

// 父进程页表内容拷贝到子进程页表的代码
for(; nr-- >0; from_page_table++; to_page_table++) 

	// from_page_table 是父进程页表（基址）
	this_page = *from_page_table;
	this_page &= ~2; // 只读 
	// 把父进程页表 from_page_table 内容拷贝给子进程页表 to_page_table 
	// 即 父进程页表基址 与 子进程页表基址相同，两者指向了同一块物理内存 
	*to_page_table = this_page; 
	*from_page_table = this_page;
	this_page -= LOW_MEM;
	this_page >>= 12; 
	// 当前页被共享了，所以该页的mem_map 累加； 
	mem_map[this_page]++; 
 

说明：

• 这里没有为子进程重新申请物理页，这里子进程使用了父进程的物理页（当然是可以重新分配 的）；

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【4.3】进程建立完成后样子（fork后）

 

【图解】

• 进程1是父进程，进程2是子进程，通过进程1 fork 出了 进程2；
• 进程2的虚拟内存和段表初始化好了；
• 进程2的物理内存和页表也有了，即使进程2与父进程（进程1）的页表内容相同，共享同一块物理内存；
• 根据图也可以看到，进程1的段表与进程2的段表指向了同一个物理内存基址；
• 也就可以说，一个子进程被载入到内存中了； 尽管子进程用的代码，数据都是父进程的；

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【5】程序使用内存

1）MMU：

• 内存管理单元，是一个硬件，自动完成逻辑地址到物理地址的翻译，即完成了从逻辑地址0x300到虚拟地址0x400300，再到物理地址0x7300的地址转换（用MMU硬件代替软件来实现地址翻译）；

2）进程1的逻辑地址 0x300 翻译为物理地址0x7300的步骤：

• 步骤1： 通过0x300所在程序的段号，从段表中查询出段基址0x400000（64M为基址），从而计算出0x300在虚拟内存的逻辑地址为 0x400300；
• 步骤2：通过段基址计算得到逻辑页号，通过逻辑页号查询页表得到物理内存页号为7；
• 步骤3： 通过物理内存页号7和偏移地址300得到物理地址 0x7300；

3）地址翻译完成后，进程1 fork出了进程2
其中，进程2 翻译逻辑地址 0x300 的步骤如下：

• 步骤1： 通过0x300所在程序的段号，从段表中查询出段基址0x800000（128M为基址），从而计算出0x300在虚拟内存的逻辑地址为 0x800300；
• 步骤2：通过段基址计算得到逻辑页号，通过逻辑页号查询页表得到物理内存页号为7（因为进程2与进程1的页表相同）；
  • 又在进程fork时，进程1（父进程）把物理内存页7设置为只读（参见父进程页表内容拷贝到子进程页表的代码）。所以进程2无法写入内存页7，只能重新申请一个新的物理内存页，如物理页8.
• 步骤3： 进程2得到的物理内存页号为8，与偏移量合并计算得到物理内存地址为 0x8300；

至此：父子进程通过不同的虚拟内存空间实现了相互分离，相互独立；

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【补充】MMU介绍 from wikipedia

refer2  https://zh.m.wikipedia.org/zh-hans/%E5%86%85%E5%AD%98%E7%AE%A1%E7%90%86%E5%8D%95%E5%85%83

内存管理单元（英语：memory management unit，缩写为MMU），有时称作分页内存管理单元（英语：paged memory management unit，缩写为PMMU）。

它是一种负责处理中央处理器（CPU）的内存访问请求的计算机硬件。它的功能包括虚拟地址到物理地址的转换（即虚拟内存管理）[1]、内存保护、中央处理器高速缓存的控制，在较为简单的计算机体系结构中，负责总线的仲裁以及存储体切换（bank switching，尤其是在8位的系统上）。