【操作系统】 Operation System 第四章：非连续式内存分配

4.1 非连续内存分配：分段

(1)非连续内存分配的原因
-连续内存分配(上一节内容)的缺点

->分配给一个程序的物理内存是连续的
->内存利用率低
->有外碎片/内碎片问题

-非连续内存分配的优点

->分配给一个程序的物理内存是非连续的
->更好的内存利用和管理
->允许共享代码和数据(共享库等)
->支持动态加载和动态链接

-非连续内存分配的缺点

->如何建立虚拟地址和物理地址之间的转换
—>软件方案(开销大)
—>硬件方案

-两种硬件方案

->分段Segmentation
->分页Paging

4.1.1 分段Segmentation：更好的分离和共享

-程序的分段地址空间
逻辑地址空间是连续的，物理地址是离散的。

-分段寻址的方案
->以上开销大，如何用硬件实现

(1)段访问机制：一个段指一个“内存块”，是一个逻辑地址空间。
程序根据段访问机制访问内存地址需要一个二维的二元组(s段号，addr端内偏移)

(2)段访问机制的硬件实现方案：

4.2 非连续内存分配：分页

4.2.1 分页地址空间

划分物理内存至固定大小的帧

->大小是2的幂，e.g.512，4096，8192

-划分逻辑地址空间至相同大小的页

->大小是2的幂，e.g.512，4096，8192

-建立方案：转换逻辑地址为物理地址(pages to frames)

->页表Page Table
->MMU/TLB(快表)

4.2.2 物理地址部分：页帧

(1)页帧:物理内存被分割为大小相等的帧(物理地址部分)
-一个内存的物理地址是一个二元组(f,o)，f:帧号(它是F位的，因此意味着一共2^{F个帧)；o：帧内偏移(它是S位的，因此意味着每帧有2}S字节)；物理地址=2^S x f + o。

(2)通过一个实例来加深对这个概念的理解，

首先有一个物理内存地址(3，6)，帧号是3，它是7位的，说明一共能有2^7个帧，这个帧是其中的第3个；
帧内偏移是6，他是9位的，说明一个帧里可以有2^9个字节，当前地址是在这个帧里的第6个字节；
因此，它的物理地址是3 * 2^9 + 6。
通过这个例子，可以发现 页帧号 的作用就是通过一个二元组能够找到一个物理地址。

4.2.3 逻辑地址部分：页

(1)页：一个程序的逻辑地址空间被划分为大小相等的页(逻辑地址部分)
-(逻辑地址的)页内偏移量=(物理地址的)帧内偏移量
-(逻辑地址的)页号大小可能不等于(物理地址的)帧号大小

通过这个例子，可以发现 页号 的作用就是通过一个二元组能够找到一个逻辑地址。页号和帧号不是相等的。

(2)页寻址机制的实现

页表实际上就是一个大的数组/hash表。它的index是 页号，对应的value是 页帧号，首先根据逻辑地址计算得到一个 页号，也就是index，再在页表中找到对应的 页帧号，最后根据 页帧号 计算得到物理地址；由于他们的页/帧内偏移相等，所以页表不需要保存这个数据。通过这种方式能够根据逻辑地址找到对应的物理地址。
除此之外，还有一些flags标志位，见下一节。

4.3 非连续内存分配：页表-概述/TLB

4.3.1 页表概述

(1)通过标志位来判断当前页号的性质。

(2)如下图，看下面这个例子。逻辑地址空间是16位64kB，物理地址空间是15位32kB，并不是对等的，但是一页和一帧的大小是一样的，都是10位1kB。

->逻辑地址(4,0),页号4对应的二进制是100，它的位置对应着flags。根据上图，可知它的dirty bit是1，resident bit是0，clock/reference是0；因此可以知道逻辑地址(4,0)在物理地址中实际是不存在的。如果CPU访问这个逻辑地址会抛出一个内存访问异常；
->逻辑地址(3,1034),页号3对应的二进制是011，它的位置(也就是页号的位置)对应着flags。根据上图，可知它的dirty bit是0，resident bit是1，clock/reference是1；因此可以知道逻辑地址(3,1034)在物理地址中存在。再复习一下，页表里存放的是什么。因为由于逻辑地址的页内偏移和物理地址的帧内偏移是一样的，所以页表不需要保存偏移。根据页表，页号3对应的页帧号是4，再加上它们的偏移量相等，所以逻辑地址(3,1034)对应的物理地址是(4,1023)。
这个页表是由操作系统维护。

(3)上面讲的分页机制的性能问题(缺点)
空间代价和时间代价。

->访问一个内存单元需要2次内存访问：一次获取页表项；一次是访问数据。
->页表可能会非常大(页表的长度等于2^页号位数)
举例，64位机器，如果一页是1024KB，那么页表是多大？
假如页号是n位的，那么页表的长度等于2^ n，一页是1024KB，所以页内偏移是10位，一个逻辑地址的长度等于计算机位数，也就是64位，因此剩下的54位是留给页号的；因此页表的长度是2^54，明显CPU装不下。
一个程序一个页表，n个程序n个页表，就更大了。
CPU装不下，只能装在内存里；如果这样，需要访问2次内存，一次访问页表，一次访问程序。

(4)解决办法
->缓存caching
->间接访问indirecion

4.3.2 转换后备缓冲区/快表TLB

本节介绍如何优化页表的时间开销问题，解决办法是 缓存。
TLB实际上是CPU的MMU内存管理单元保存的一段缓存，这段缓存保存的内容是 页表 的一部分，是经常访问到的那部分页表，其余不常用的页表内容保存在内存中。
TLB未命中，也叫TLB miss，这种情况比较少见，因为一页很大，32位系统一页是4K，如果采用局部性原理，那么访问4k次才会遇到一次TLB miss。

4.4 非连续内存分配：页表-二级/多级页表

本节介绍如何优化页表的空间开销问题，解决方法是 多级页表。
虽然增加了内存访问次数和开销，但是节省了保存页表的空间(时间换空间，然后在通过TLB来减少时间消耗)。

(1)二级页表

逻辑地址中，页号部分分成了2部分，p1和p2。
p1存放着二级页表的起始地址，p2的作用就是之前的p。
p1找二级页表，p2找页，o找地址。
这里体现了二级页表的另一个好处，就是p1对应的位置是flags，假如说resident bit是0，那么整个二级页表都不用在内存中保存，这个是一级页表无法实现的！

(2)多级页表
例如64位系统采用5级页表。

4.5 非连续内存分配：页表-反向页表inverted page table

反向页表：
页表来表示物理地址(页帧)号，而不是之前的逻辑地址(页号)，能够减少页表尺寸，但是给映射关系的建立带来点困难。

4.5.1 传统页表的缺点

(1)对于大地址空间，前向映射页表变得繁琐(例如64位系统采用5级页表)。
(2)逻辑地址空间增长速度快于物理地址空间，所以反向页表，也就是index是物理地址，value是逻辑地址，它的大小会小于传统页表。

4.5.2 反向页表的实现：基于页寄存器page registers的方案

(1)每一个帧和一个寄存器关联，它包括：

residence bit：此帧是否被占用；
occupier：对应的页号p；
protection bit：保护位；

(2)举一个例子

物理内存大小：4096 * 4096 KB = 16 MB
页面大小：4064 bytes = 4 KB
页帧数： 4K
页寄存器使用的空间(假设是8 bytes的register)：8 * 4096 = 32 KB
页寄存器的额外开销：32 KB / 16 MB = 0.2%
虚拟内存的大小：任意
可以看出内存开销很小。

(3)页寄存器的优点

转换表的大小相对于物理内存来说很小；
转换表的大小跟逻辑地址空间的大小无关。

(4)页寄存器的缺点

需要的信息对调了，如何根据帧号找到页号呢；
需要在反向页表里去找想要的页号。

4.5.3 反向页表的实现：基于关联内存associative memory的方案

上述方法开销太大。

如果帧数较少，页寄存器可以被放置在关联内存中；
在关联内存中查找逻辑页号，成功了，帧号就被提取出来；失败了，页错误异常page fault。
限制这种方案的因素包括，大量的关联内存非常昂贵(难以在单个时钟周期内完成；耗电)。

4.5.4 反向页表的实现：基于哈希查找hash的方案

上述方法可能导致一个key出现2个以上的value对应。
这种方式仍然需要把反向页表放在内存中，做hash计算的时候还需要在内存中取数，仍然需要多次访问内存。

参考资料
https://www.bilibili.com/video/av6538245?p=19