【操作系统】第四章：非连续内存分配（Part1：基于分页-分段的物理/逻辑地址转换）

非连续内存的管理方式

引言：连续内存分配的缺点：
1.分配给一个程序的物理地址是连续的
2.内存利用率低
3.有内碎片、外碎片问题
且不论何种适配方式，都不能完全杜绝碎片问题
引入非连续内存分配方法

非连续内存分配方法：解决碎片问题，同时令运行的程序能够有效地隔离和内存资源管理，还可以支持共享数据和代码，类似共享库。
潜在问题：管理开销本身
如何建立虚拟地址和物理地址之间的转化（软件方案/硬件方案）
软件方案：开销非常大
硬件方案：开销相对小，这里主要介绍分段和分页机制

分段机制

不同段之间有不同的属性，我们需要一个方法有效隔离这些不同的断的话，则有助于我们更好地去管理地址空间。

从应用程序的编写和运行来说， 他虚拟的逻辑地址空间是一个连续的地址空间。但是虽连续，通过分段后也可以有效的隔离开来。如图所示，可以把不同的数据、库、代码段等相应的分离出来。放在某一个特定的地址用一个特定的管理权限管理起来。分离出来后，可以相互共享或访问；也可以令一些数据相对隔离，部分只读部分读写。有效地进行管理分配，有效地实现保护机制。
左边是连续的虚拟地址，右边是不连续的物理地址，那么中间就需要一个映射机制来确定相互间的联系。
我们把执行程序运行的逻辑地址空间看作一个连续的一维线性数组，通过映射关系，将不同的内存块（数据、代码、堆、栈等）分别映射到不同的内存的段中。映射之后，他们大小不同，位置不同。这之间的关系就是通过段管理机制实现的。这种机制也可以用软件实现，但是开销会非常大，所以我们尽可能想要用硬件支持。
这里就需要怎么通过硬件机制来支持分段的寻址。


一个一维的逻辑地址其实是不同的段组成的，这个段可以不连续。那么首先，一维地址分成两块，一块是段的寻址和段内的偏移寻址。s和addr放在一起，就形成了以段机制来管理的寻址方式。如果段号s和addr是分开的，那么是段寄存器+地址寄存器实现方式，x86是典例。另一种是把段和段内偏移合在一起形成一个完整地址，没有段寄存器来把段的编号单独管理起来，这是单一地址管理方式。

从一维线性逻辑地址空间映射到不同的物理空间去，而这个物理空间是由不同的段组成的。
详细过程：
程序通过CPU执行某条指令。CPU就需要去寻址（找数据、代码在什么地方），那么OS会把这个逻辑地址分成两块（段号/段内偏移），通过段号希望找到所在物理内存的起始地址；段表会存着逻辑地址和物理地址之间的映射关系，又因为每一个段的大小不同，所以段表也会存这些信息，也就说段表会放段的起始地址和段的长度限制这两种信息。段表的索引就是段号，段号决定了在段表中的每一项的位置。有了这些信息，CPU就会通过段表找到对应的段在物理内存中的起始地址。然后CPU会去做一个比对，大小是否满足限制，满足则合法，否则将因非法访问异常，OS将处理。
寻址之前，段表就由OS建立了。

分页机制

分页和分段类似，也有页号，页内偏移；区别在于，段的尺寸是可变的，而页的大小是固定不变的。
划分物理内存至固定大小的帧，大小是2的幂。逻辑的页和物理的页都是一样的，物理的页帧是8K那么逻辑的页帧也是8K。Frame(帧）代表的是物理页，Page（页）代表的是逻辑页。OS需要建立的是逻辑页地址和物理页地址的映射关系。其中用到的有快表（TLB）和内存管理单元（MMU）。

页帧Frame

页帧是物理内存的组织和布局方式。组成要素：页帧号$f$和偏移量$o$。页帧号占了F位，也就说整个寻址空间内，有$2^F$的页帧个数。帧内偏移占了S位,每帧有$2^S$字节，表示每一页的大小。（F+S=N【物理地址位数】）可以通过如下方式计算得出页帧对应的物理地址。
物理地址：$Addr.physical=2^S*f+o$
例题：

页Page

一个程序的逻辑空间被划分为大小相等的页。区别于页帧Frame，页号和帧号可能不同，但是页内偏移和帧内偏移是相等的。

逻辑地址：$Addr.logical=2^S*p+o$
这样我们详细看一下如何完成地址转换。一个程序生成时，本身他的逻辑地址是一个连续的地址空间而且由大小相同的页组成，但是逻辑空间和物理空间的整体大小可能不同，这个程序可能占了很大的空间然而物理空间没有这么大，所以有可能出现帧号不等于页号的情况。


程序运行，CPU（因执行指令或者访问数据）寻址，地址是一个逻辑地址，这个地址分为了p和o，然后将页号p作为索引index去查页表，页表存的是以页号为索引的对应项的帧号（frame number）。这个过程还需要页表基址（逻辑地址从哪开始）。有了这两个信息，就可以查到对应的帧号。我们可以通过页号查到帧号，帧号再加上偏移量，就是物理地址。
页表也是操作系统在操作系统初始化，在使能enable阶段建立好的。