操作系统-内存内存的分配和管理方式
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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了操作系统-内存内存的分配和管理方式相关的知识，希望对你有一定的参考价值。
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1 连续分配方式
- 内部碎片：分配给某进程的内存区域中，但有些部分没有用上
- 外部碎片：指内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用，可以通过紧凑（拼凑，Compaction）技术来解决外部碎片
1.1 单一连续分配
如早期的 PC 操作系统 MS-DOS，内存中只能有一道用户程序，用户程序独占整个用户区空间。优缺点：
- 优点：实现简单；无外部碎片；可以采用覆盖技术扩充内存；不一定需要采取内存保护
- 缺点：只能用于单用户、单任务的操作系统中；有内部碎片；存储器利用率极低
1.2 固定分区分配
将整个用户空间划分为若干个固定大小的分区，在每个分区中只装入一道作业。两种分配方案：
- 分区大小相等：缺乏灵活性，但是很适合用于用一台计算机控制多个相同对象的场合
- 分区大小不等：增加了灵活性，可以满足不同大小的进程需求。根据常在系统中运行的作业大小情况进行划分（比如：划分多个小分区、适量中等分区、少量大分区）
操作系统需要建立一个分区说明表，来实现各个分区的分配与回收。每个表项对应一个分区，通常按分区大小排列。每个表项包括对应分区的大小、起始地址、状态（是否已分配）。
优缺点：
- 优点：实现简单，无外部碎片
- 缺点：a. 当用户程序太大时，可能所有的分区都不能满足需求，此时不得不采用覆盖技术来解决，但这又会降低性能；b. 会产生内部碎片，内存利用率低
1.3 动态分区分配
动态分区分配又称为可变分区分配。这种分配方式不会预先划分内存分区，而是在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区，并使分区的大小正好适合进程的需要。因此系统分区的大小和数目是可变的。动态分区分配没有内部碎片，但是有外部碎片。
操作系统可使用两种方案记录空闲分区的情况：
- 空闲分区表：每个空闲分区对应一个表项。表项中包含分区号、分区大小、分区起始地址等信息
- 空闲分区链：每个分区的起始部分和末尾部分分别设置前向指针和后向指针。起始部分处还可记录分区大小等信息
1.3.0 空闲分区的回收
空闲分区的回收分为四种情况：
- 回收区的后面有一个相邻的空闲分区：回收后，两个相邻的空闲分区合并为一个，空闲分区表需修改对应的表项
- 回收区的前面有一个相邻的空闲分区：回收后，两个相邻的空闲分区合并为一个，空闲分区表需修改对应的表项
- 回收区的前、后各有一个相邻的空闲分区：回收后，三个相邻的空闲分区合并为一个，空闲分区表需修改对应的表项
- 回收区的前、后都没有相邻的空闲分区：回收后，空闲分区多一个，空闲分区表需新增一个表项
把一个新作业装入内存时，须按照一定的动态分区分配算法，从空闲分区表（或空闲分区链）中选出一个分区分配给该作业，不过这些算法的性能都非常差。
1.3.1 首次适应算法
首次：找到第一个能放得下的空闲分区
- 查找空闲分区的思路：每次都从低地址开始查找，找到第一个能满足大小的空闲分区
- 实现方法：空闲分区以地址递增的次序排列。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区
- 优点：算法开销小，综合四种算法来看，邻近适应算法性能最好
1.3.2 邻近适应算法
邻近：继续查找
- 查找空闲分区的思路：每次都从上次查找结束的位置开始检索
- 实现方法：空闲分区以地址递增的顺序排列（可排成一个循环链表）。每次分配内存时从上次查找结束的位置开始查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区
- 优点：算法开销小，不用每次都从低地址的小分区开始检索
- 缺点：会使高地址的大分区也被用完
1.3.3 最佳适应算法
最佳：找到刚好放得下的空闲分区
- 查找空闲分区的思路：优先使用更小的空闲区
- 实现方法：空闲分区按容量递增次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区
- 优点：会有更多的大分区被保留下来，更能满足大进程需求
- 缺点：每次都选最小的分区进行分配，会留下越来越多的、很小的、难以利用的内存块。因此这种方法会产生很多的外部碎片；需要排序，算法开销大
1.3.4 最坏（最大）适应算法
最坏：找到最大的空闲分区
- 查找空闲分区的思路：在每次分配时优先使用最大的连续空闲区，这样分配后剩余的空闲区就不会太小，更方便使用
- 实现方法：空闲分区按容量递减次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链（或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区
- 优点：可以减少难以利用的小碎片
- 缺点：每次都选最大的分区进行分配，虽然可以让分配后留下的空闲区更大，更可用，但是这种方式会导致较大的连续空闲区被迅速用完。如果之后有“大进程”到达，就没有内存分区可用了；需要排序，算法开销大
2 分页存储管理
2.1 一级基本分页存储管理
假设逻辑地址空间为 32 位（4GB），一页为 4KB，物理地址空间为 28 位（256MB），则：
2.1.1 物理地址空间
将内存空间分为一个个大小相等的分区（每个分区 4KB），每个分区就是一个“页框”。每个页框有一个编号，即“页框号”。页框号从 0 开始。
物理地址空间中页框和页框号的概念：
- 页框 = 页帧 = 内存块 = 物理块 = 物理页面
- 页框号 = 页帧号 = 内存块号 = 物理块号 = 物理页号
物理地址空间的分区如下（228/212 = 216 个页框）：
| 页框号 | 页框大小 |
|---|---|
| 页框号 0 | 4KB |
| 页框号 1 | 4KB |
| 页框号 2 | 4KB |
| 页框号 3 | 4KB |
| … | … |
| 页框号 216-1 | 4KB |
2.1.2 逻辑地址空间
将进程的逻辑地址空间也分为与页框大小相等的一个个部分，每个部分称为一个“页”或“页面” 。每个页面也有一个编号，即“页号”，页号也是从 0 开始。进程的页面与内存的页框有一一对应的关系。
如何理解“一一对应”这个字眼？一个页面可以对应（更准确来讲是“映射”）一个页框，但不可以对应多个页框；但一个页框可以对应多个页面（这里可引申出虚拟映射文件技术）。比如，页号 0 的页面可以对应页框号 6 的页框，页号 1 的页面可以对应页框号 5 的页框，页号 2 的页面可以对应页框号 4 的页框等等；框号 4 的页框可以同时对应页号 2 的页面和页号 8 的页面。
逻辑地址空间中页和页号的概念：
- 页 = 页面
- 页号 = 虚页号
- 虚拟内存的实际硬件是不存在的，实际上是由页表来描述页面和页框之间的映射关系
逻辑地址空间的分区如下（232/212 = 220 个页）：
| 页面 | 页面大小 |
|---|---|
| 页号 0 | 4KB |
| 页号 1 | 4KB |
| 页号 2 | 4KB |
| 页号 3 | 4KB |
| … | … |
| 页号 220-1 | 4KB |
2.1.3 地址结构
逻辑地址结构：
- 页内地址（页内偏移量）：位数的多少指示每个页的大小；本身可指示页内偏移量
- 逻辑页号：位数的多少指示整个地址空间被划分为多少页
| 逻辑页号 | 页内地址/页内偏移量 |
|---|---|
| 20b | 12b |
物理地址结构：
- 页内地址（页内偏移量）：位数的多少指示每个页的大小；本身可指示页内偏移量
- 物理页号：位数的多少指示整个地址空间被划分为多少页
| 物理页号 | 页内地址/页内偏移量 |
|---|---|
| 16b | 12b |
一般公式：
2.1.4 页表和页表项
- 一个进程对应一张页表
- 进程的每个页面对应一个页表项
- 每个页表项由“页号”和“物理页号（页框号、块号）”组成，注意虚页号不属于页表结构，所以加括号
- 页表记录进程页面和实际存放的内存块之间的映射关系
- 每个页表项的长度是相同的
页表寄存器（PTR） 的结构：
| 页表起始地址 | 页表长度 |
|---|---|
| 记录页表存放的首地址（物理地址） | 记录一个页表能放下多少个页表项（这里存储十进制 220） |
一个页表项的结构（因为物理地址空间有 216 个页，所以页表项的物理页号占 16 位）：
| （页号） | 物理页号（页框号/块号） |
|---|---|
| 实际不需要记录页号 | 该页实际对应的物理页号（页框号），占 16b |
页表的结构（因为逻辑地址空间有 220 个页，所以页表有 220 个页表项）（举个例子：页号 0 的页面映射页框号 6 的页框，页号 1 的页面映射页框号 5 的页框，页号 2 的页面映射页框号 3 的页框，页号 3 的页面映射页框号 3 的页框，则如下表所示）：
| （页号） | 物理页号（页框号/块号） |
|---|---|
| （0） | 16b（存储页框号 6，对应二进制 0000,0000,0000,0110） |
| （1） | 16b（存储页框号 5，对应二进制 0000,0000,0000,0101） |
| （2） | 16b（存储页框号 3，对应二进制 0000,0000,0000,0011） |
| （3） | 16b（存储页框号 3，对应二进制 0000,0000,0000,0011） |
| … | … |
| （220-1） | 16b（存储页框号 …） |
一般页表项的长度都会凑成字节的整数倍。这个例子刚好能凑成 2B，所以这个页表大小为 220*2B = 221B = 2MB。因为一个页是 4KB，所以这样一个页表需要占据 2MB/4KB = 211KB/22KB = 29 = 128 页。页数有点多了，如何解决这个问题呢？接下来采用二级页表就能解决这个问题。
2.1.5 TLB 结构
快表，又称相联寄存器，是一种访问速度比内存快很多的高速缓存（TLB不是内存！），用来存放最近访问的页表项的副本，可以加速地址变换的速度。与此对应，内存中的页表常称为慢表。
TLB 的结构跟页表差不多，只是 TLB 需要多存储“页号”。
| 页号 | 物理页号（页框号/块号） |
|---|---|
| 2 | xxx（16b） |
| 4 | xxx（16b） |
| 15 | xxx（16b） |
| … | … |
2.1.6 地址变换过程
（1）根据逻辑地址计算出页号、页内偏移量：
- 逻辑地址为十进制：
页号 = 逻辑地址 / 页面大小，页内偏移量 = 逻辑地址 % 页面大小 - 逻辑地址为二进制且页面大小是 2 的整数幂（假设逻辑地址空间的总页数为 2x）：
页号 = 逻辑地址高 x 位，页内偏移量 = 逻辑地址剩余位
（2）判断页号是否越界：
- 页表寄存器（PTR）：记录页表起始地址和页表长度
- 比较页号和页表长度：若
页号 ≥ 页表长度，发生越界中断，立即终止；若页号 < 页表长度，则没有越界
（3）查询页表：通过 PTR 的页表访问内存，起始地址找到页号对应的页表项，确定页面存放的页框号（内存块号）
（4）用页框号（内存块号）和页内偏移量得到物理地址：
- 逻辑地址为十进制：
物理地址 = 页框号 * 页面大小 + 页内偏移量 - 逻辑地址为二进制且页面大小是 2 的整数幂（假设逻辑地址空间的总页数为 2x）：
物理地址 = 页框号 拼接 页内偏移量（把逻辑地址的高 x 位地址换成页框号即可得到物理地址）
（5）访问目标内存单元
2.1.7 有 TLB 的地址变换过程
（1）根据逻辑地址计算出页号、页内偏移量：
- 逻辑地址为十进制：
页号 = 逻辑地址 / 页面大小，页内偏移量 = 逻辑地址 % 页面大小 - 逻辑地址为二进制且页面大小是 2 的整数幂（假设逻辑地址空间的总页数为 2x）：
页号 = 逻辑地址高 x 位，页内偏移量 = 逻辑地址剩余位
（2）判断页号是否越界：
- 页表寄存器（PTR）：记录页表起始地址和页表长度
- 比较页号和页表长度：若
页号 ≥ 页表长度，发生越界中断，立即终止；若页号 < 页表长度，则没有越界
（3）查询快表：若在 TLB 中找到页号对应的页表项，则可确定页面存放的页框号（内存块号），直接到第（5）步；若没有找到，则进行第（4）步
（4）查询页表：通过 PTR 的页表起始地址访问内存，找到页号对应的页表项，确定页面存放的页框号（内存块号）
（5）用页框号（内存块号）和页内偏移量得到物理地址：
- 逻辑地址为十进制：
物理地址 = 页框号 * 页面大小 + 页内偏移量 - 逻辑地址为二进制且页面大小是 2 的整数幂（假设逻辑地址空间的总页数为 2x）：
物理地址 = 页框号 拼接 页内偏移量（把逻辑地址的高 x 位地址换成页框号即可得到物理地址）
（6）访问目标内存单元
2.2 二级基本分页存储管理
假设逻辑地址空间为 32 位（4GB），一页为 4KB，物理地址空间为 28 位（256MB），所以逻辑地址空间被分为 232/212 = 220 个页，物理地址空间被分为 228/212 = 216 个页框。
现继续假设规定页表项长度为 8b = 1B（一般来说，不同级页表的页表项长度都是固定的），所以一个页能存储 4KB/1B = 4K = 212 个页表项。而又因为逻辑地址空间被分为 220 个页，即总共需要 220 个页表项，从而进一步计算 220/212 = 2（向上取整），分页系统需要分两级。
怎么分呢？可以这样分：212 个页表项给页目录表存储，那么每个二级页表就存储 28 个页表项；也可以这样：28 个页表项给页目录表存储，那么每个二级页表就存储 212 个页表项；还可以有其他方案，总之指数部分加起来等于 20 就行了。这里采用第一种方案。
2.2.1 地址结构
逻辑地址结构：
- 页内地址（页内偏移量）：位数的多少指示每个页的大小；本身可指示页内偏移量
- 顶级 + 二级逻辑页号：位数的多少指示整个地址空间被划分为多少页
| 顶级逻辑页号 | 二级逻辑页号 | 页内地址/页内偏移量 |
|---|---|---|
| 12b | 8b | 12b |
物理地址结构：
- 页内地址（页内偏移量）：位数的多少指示每个页的大小；本身可指示页内偏移量
- 顶级 + 二级物理页号：位数的多少指示整个地址空间被划分为多少页
| 顶级物理页号 | 二级物理页号 | 页内地址/页内偏移量 |
|---|---|---|
| 8b | 8b | 12b |
2.2.2 页目录表（顶级页表）和页目录表项
页目录表寄存器（PDBR） 的结构：
| 页目录表起始地址 | 页表长度 |
|---|---|
| 记录页目录表存放的首地址（物理地址） | 记录一个页表能放下多少个页目录表项 |
一个页目录表项的结构：
| （页号） | 物理页号（页框号/块号） |
|---|---|
| 实际不需要记录页号 | 记录页表存放的页框号（物理块号），占据 8b |
页目录表的结构：
| （页号） | 物理页号（页框号/块号） |
|---|---|
| （0） | 8b |
| （1） | 8b |
| （2） | 8b |
| （3） | 8b |
| … | … |
| （212-1） | 8b |
所以这个页目录表大小为 212*1B = 212B = 4KB。因为一个页是 4KB，所以这样一个页表需要占据 1 页。
2.2.3 页表（二级页表）和页表项
由以上页目录表可以看出，二级页表一共有 212 个。
一个页表项的结构：
| （页号） | 物理页号（页框号/块号） |
|---|---|
| 实际不需要记录页号 | 该页实际对应的物理页号（页框号），占据 8b |
页表的结构：
| （页号） | 物理页号（页框号/块号） |
|---|---|
| （0） | 8b |
| （1） | 8b |
| （2） | 8b |
| （3） | 8b |
| … | … |
| （28-1） | 8b |
这个页表大小为 28*1B = 256B。因为一共有 28 个页表，所以这些二级页表总共占据 28*256B = 216B = 26KB = 64KB。因为一个页是 4KB，所以这些二级页表需要占据 64/4 = 16 页，再加上页目录表占据 1 页，总共 17 页，跟一级页表的存储方式相比节省了大部分空间。
2.2.4 地址变换过程
（1）按照地址结构将逻辑地址拆分成三部分
（2）从 PDBR 中读出页目录表始址，再根据顶级页号查页目录表（访存 1 次），找到对应二级页表在内存中的存放位置
（3）根据二级页号查二级页表（访存 2 次），找到最终想访问的内存块号
（4）结合页内偏移量得到物理地址
（5）访问目标内存单元（访存 3 次）
2.3 请求分页虚拟存储管理
2.3.1 页表和页表项
一个页表项的结构：
| （页号） | 物理页号（页框号/块号） | 状态位 | 访问字段 | 修改位（脏位） | 外存地址 |
|---|---|---|---|---|---|
| 实际不需要记录页号 | 该页实际对应的物理页号（页框号） | 指示该页是否调入内存，供程序访问时参考 | 记录该页在一段时间内被访问的次数 | 指示该页在调入内存后是否被修改过，以确定页面置换时是否写回外存 | 存储该页在外存的地址，供调入该页时使用 |
页表的结构：
| （页号） | 物理页号（页框号/块号） | 状态位 | 访问字段 | 修改位（脏位） | 外存地址 |
|---|---|---|---|---|---|
| （0） | … | ||||
| （1） | … | ||||
| （2） | … | ||||
| （3） | … | ||||
| … | … | ||||
| （…） | … |
2.3.2 TLB 结构
TLB 的结构跟页表差不多，只是 TLB 需要多存储“页号”。
| 页号 | 物理页号（页框号/块号） | 状态位 | 访问字段 | 修改位（脏位） | 外存地址 |
|---|---|---|---|---|---|
| 1 | … | ||||
| 7 | … | ||||
| 2 | … | ||||
| 9 | … | ||||
| … | … |
2.3.3 地址变换过程 + 缺页中断过程
（1）根据逻辑地址计算出页号、页内偏移量
（2）判断页号是否越界：若判断越界，则发生越界中断，立即终止
（3）查询快表：若在 TLB 中找到页号对应的页表项，则可确定页面存放的页框号（内存块号），直接到第（5）步；若没有找到，则进行第（4）步
（4）查询页表：通过 PTR 的页表起始地址访问内存，若找到页号对应的页表项，则确定页面存放的页框号（内存块号），直接到第（6）步；若没有找到，则进行第（5）步
（5）缺页中断处理：
（5-1）在外存中找到该缺页
（5-2）判断内存是否已满：若是，选择一页换出（还需判断该页是否被修改过，若是，先将其写入外存）；若不是，直接进行（5-3）步
（5-3）将该缺页从外存读入内存
（5-4）修改页表，修改 TLB
（6）修改访问位和修改位
（7）用页框号（内存块号）和页内偏移量得到物理地址
（8）访问目标内存单元
2.4 基本分页与请求分页的区别
请求分页存储管理与基本分页存储管理的主要区别：
在程序执行过程中，当所访问的信息不在内存时，由操作系统负责将所需信息从外存调入内存，然后继续执行程序。
若内存空间不够，由操作系统负责将内存中暂时用不到的信息换出到外存。
【注】虚拟内存需要满足两个条件：
- 虚拟内存的实际容量 ≤ 内存容量 + 外存容量
- 虚拟内存的最大容量 ≤ 计算机的地址位数能容纳的最大容量
3 分段存储管理
段：进程的地址空间按照程序自身的逻辑关系划分为若干个段，每个段都有一个段名（在低级语言中，程序员使用段名来编程），每段从 0 开始编址。每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻。
3.1 逻辑地址空间
以实际例子说明分段存储管理的结构，某个进程的地址空间划分段如下：
| 段号 0 |
|---|
| 程序段 4KB |
| 段号 1 |
|---|
| 数据段 1KB |
| 段号 2 |
|---|
| 堆栈段 2KB |
| 段号 3 |
|---|
| 数据段 2KB |
3.2 物理地址空间
物理内存存放各个段的位置如下：
| 地址 | 内容 |
|---|---|
| … | … |
| 40K-70K | （段号 0）程序段 4KB |
| … | … |
| 100K-102K | （段号 3）数据段 2KB |
| … | … |
| 159K-160K | （段号 1）数据段 1KB |
| … | … |
| 214K-216K | （段号 2）堆栈段 2KB |
| … | … |
3.3 段表和段表项
段表寄存器的结构：
| 段表起始地址 | 段表长度 |
|---|---|
| 记录段表存放的首地址（物理地址） | 记录一个段表能放下多少个段表项 |
一个段表项的结构：
| （段号） | 段长 | 段基址 |
|---|---|---|
| 实际不需要记录段号 | 记录该段最大可以多长 | 记录该段的首地址（物理地址） |
段表的结构（可对照物理地址空间）：
| （段号） | 段长 | 段基址 |
|---|---|---|
| （0） | 4KB | 40K |
| （1） | 1KB | 159K |
| （2） | 2KB | 214K |
| （3） | 2KB | 100K |
| … | … | … |
3.4 地址结构
逻辑地址结构：
- 段号：段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
- 段内偏移量：段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少
（若要访问程序段的地址 8B 处，假设逻辑地址是 13 位，给出例子如下）
| 段号 | 段内偏移量 |
|---|---|
| 0 | 0000,0000,1000 |
物理地址结构：
- 段的首地址：该段在内存中的实际起始位置
- 段内偏移量：在段内的位置
（继续上面的例子，则通过查段表，可得到物理地址如下）
| 段的首地址 | 段内偏移量 |
|---|---|
| 40K | 0000,0000,1000 |
3.5 地址变换过程
（1）根据逻辑地址得到段号、段内偏移量：高位为段号，低位为段内偏移量
（2）判断段号是否越界：
- 段表寄存器：记录段表起始地址和段表长度
- 比较段号和段表长度：若
段号 ≥ 段表长度，发生越界中断，立即终止；若段号 < 段表长度，则没有越界
（3）查询段表：通过段表寄存器访问所指向的段表，找到段号对应的段表项，确定段基址
（4）用段基址和段内偏移量得到物理地址：
- 逻辑地址为十进制：
物理地址 = 段基址 + 段内偏移量 - 逻辑地址为二进制：
物理地址 = 段基址 拼接 段内偏移量（把逻辑地址的高 x 位地址换成段基址即可得到物理地址）
（5）访问目标内存单元
3.6 分段与分页的区别
| 项目 | 分页 | 分段 |
|---|---|---|
| 目的 | 系统管理的需要，提高内存利用率 | 用户的需求，用户编程时需要显式地给出段名 |
| 长度 | 页的大小固定且由系统决定 | 段的长度却不固定，决定于用户编写的程序 |
| 地址空间 | 进程地址空间是一维的，程序员只需给出一个记忆符即可表示一个地址 | 进程地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既要给出段名，也要给出段内地址 |
| 碎片 | 只有内部碎片 | 只有外部碎片 |
4 段页式存储管理
假设某进程最多可以分 256 个段，页面大小为 4KB，页表有 210 个页表项。
4.1 逻辑地址空间
将进程按逻辑模块分段，再将各段分页（各段均从 0 页开始），再将内存空间分为大小相同的内存块，将各页面分别装入各内存块中。假设逻辑地址空间如下：
| 段号 0（程序段 10KB） |
|---|
| 0 号页（4KB） |
| 1 号页（4KB） |
| 2 号页（2KB） |
| 段号 1（数据段 6KB） |
|---|
| 0 号页（4KB） |
| 1 号页（2KB） |
| 段号 2（堆栈段 2KB） |
|---|
| 0 号页（2KB） |
4.2 物理地址空间
假设各个段及其页表映射到物理地址空间的位置如下：
| 页框 | 内容 |
|---|---|
| 页框号 0 | 程序段（1） 4KB |
| 页框号 1 | 无 |
| 页框号 2 | 程序段（3） 2KB |
| 页框号 3 | 无 |
| … | … |
| 页框号 7 | 数据段（2） 2KB |
| 页框号 8 | 程序段（2） 4KB |
| 页框号 9 | 数据段（1） 4KB |
| … | … |
| 页框号 15 | 堆栈段 2KB |
| … | … |
| 页框号 25 | 程序段的页表 4KB |
| 页框号 26 | 数据段的页表 4KB |
| 页框号 27 | 堆栈段的页表 4KB |
| … | … |
4.3 段表和页表
每个进程只有一张段表，根据上面的映射情况，段表中存储如下：
| （段号） | 页表长度 | 页表存放块号 |
|---|---|---|
| （0） | 3 | 25 |
| （1） | 2 | 26 |
| （2） | 1 | 27 |
| … | … | … |
每个段都有自己的页表，根据上面的映射情况，这三个段的页表中存储如下：
- 段号 0（程序段 10KB）的页表：
| （页号） | 页框号 |
|---|---|
| （0） | 0 |
| （1） | 8 |
| （2） | 2 |
| … | … |
- 段号 1（数据段 6KB）的页表：
| （页号） | 页框号 |
|---|---|
| （0） | 9 |
| （1） | 7 |
| … | … |
- 段号 2（堆栈段 2KB）的页表：
| （页号） | 页框号 |
|---|---|
| （0） | 15 |
| … | … |
4.4 地址结构
（假设某进程最多可以分 256 个段，页面大小为 4KB，页表有 210 个页表项）
逻辑地址结构：由段号、页号、页内地址（页内偏移量）组成。
- 段号：段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段
- 页号：页号位数决定了每个段最大有多少页
- 页内偏移量：页内偏移量决定了页面大小是多少
| 段号 | 页号 | 页内偏移量 |
|---|---|---|
| 8b | 10b | 12b |
物理地址结构：
- 物理页号：实际在哪个物理页号/内存块号。
- 页内偏移量：在段内的位置
（假设访问程序段的 9KB 处，则对应 2 号页，2 号页框）
| 物理页号 | 页内偏移量 |
|---|---|
| 2*4K=8K | 12b |
4.5 地址变换过程
（1）根据逻辑地址得到段号、页号、页内偏移量
【注】也可引入快表机构，用段号和页号作为查询快表的关键字。若快表命中则仅需一次访存
（2）判断段号是否越界：若段号 ≥ 段表长度，发生越界中断，立即终止；若段号 < 段表长度，则没有越界
（3）查询段表：通过段表寄存器，找到段表，找到对应的段表项，得到页表存放块号（即存放页表的起始页号）（第一次访存）
（4）检查页号是否越界：若页号 ≥ 页表长度，发生越界中断，立即终止；若页号 < 页表长度，则没有越界
（5）根据页表存放块号、页号查询页表，找到对应页表项：页表项地址 = 存放页表的起始页号*页面大小 + 页号*页表项长度（第二次访存）
（6）根据内存块号、页内偏移量得到最终的物理地址：内存块号 拼接 页内偏移量
（7）访问目标内存单元（第三次访存）
以上是关于操作系统-内存内存的分配和管理方式的主要内容，如果未能解决你的问题，请参考以下文章