3.3操作系统（基本地址变换机构 快表 两级页表 分段 段页式）

目录

基本地址变换机构

对页表项大小的进一步探讨

具有快表的地址变换机构

 什么是快表（TLB）

引入快表后，地址的变换过程

局部性原理

两级页表

单级页表存在的问题

如何解决单级页表的问题？

问题一：

1. 两级页表的原理、地址结构

 2. 如何实现地址变换

问题二：

 1. 需要注意的几个细节

基本分段存储管理方式

 分段

段表

地址变换

 分段、分页管理的对比

段页式管理方式

 分页、分段的优缺点分析

 分段+分页=段页式管理

 段页式管理的逻辑地址结构

 段表、页表

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基本地址变换机构

• 结合上一小节理解基本地址变换机构（用于实现逻辑地址到物理地址转换的一组硬件机构）的原理和流程
• 基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。
• 通常会在系统中设置一个页表寄存器（PTR），存放页表在内存中的起始地址F和页表长度M。
• 进程未执行时，页表的始址 和 页表长度放在进程控制块（PCB）中，当进程被调度时，操作系统内核会把它们放到页表寄存器中。
• 注意：页面大小是2的整数幂
• 设页面大小为L，逻辑地址A到物理地址E的变换过程如下：

• ①计算页号 P 和页内偏移量W（ 如果用十进制数手算，则 P=A/L，W=A%L；但是在计算机实际运行时，逻辑地址结构是固定不变的，因此计算机硬件可以更快地得到二进制表示的页号、页内偏移量）
• ②比较页号P 和页表长度M，若 P≥M，则产生越界中断，否则继续执行。（注意：页号是从0开始的，而页表长度至少是1，因此 P=M 时也会越界）
• ③页表中页号P对应的页表项地址 = 页表起始地址F + 页号P * 页表项长度，取出该页表项内容b，即为内存块号。（注意区分页表项长度、页表长度、页面大小的区别。页表长度指的是这个页表中总共有几个页表项，即总共有几个页；页表项长度指的是每个页表项占多大的存储空间；页面大小指的是一个页面占多大的存储空间）
• ④计算 E = b * L + W，用得到的物理地址E 去访存。（如果内存块号、页面偏移量是用二进制表示的，那么把二者拼接起来就是最终的物理地址了）
• 动手验证：假设页面大小 L = 1KB，最终要访问的内存块号b = 2，页内偏移量W= 1023。
  ①尝试用 E = b * L + W 计算目标物理地址。
  ②尝试把内存块号、页内偏移量用二进制表示，并把它们拼接起来得到物理地址。
  对比①、②的结果是否一致。

对页表项大小的进一步探讨

每个页表项的长度是相同的，页号是“隐含”的

 

 

• 结论：理论上，页表项长度为 3B 即可表示内存块号的范围，但是，为了方便页表的查询，常常会让一个页表项占更多的字节，使得每个页面恰好可以装得下整数个页表项。

具有快表的地址变换机构

 什么是快表（TLB）

• 快表，又称联想寄存器（TLB， translation lookaside buffer ），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。

 

 

 

引入快表后，地址的变换过程

① CPU给出逻辑地址，由某个硬件算得页号、页内偏移量，将页号与快表中的所有页号进行比较。
② 如果找到匹配的页号，说明要访问的页表项在快表中有副本，则直接从中取出该页对应的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表命中，则访问某个逻辑地址仅需一次访存即可。
③ 如果没有找到匹配的页号，则需要访问内存中的页表，找到对应页表项，得到页面存放的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表未命中，则访问某个逻辑地址需要两次访存（注意：在找到页表项后，应同时将其存入快表，以便后面可能的再次访问。但若快表已满，则必须按照一定的算法对旧的页表项进行替换）

由于查询快表的速度比查询页表的速度快很多，因此只要快表命中，就可以节省很多时间。因为局部性原理，一般来说快表的命中率可以达到 90% 以上。

 

局部性原理

 

 

两级页表

单级页表存在的问题

 

• 根据局部性原理可知，很多时候，进程在一段时间内只需要访问某几个页面就可以正常运行了。因此没有必要让整个页表都常驻内存。

如何解决单级页表的问题？

问题一：

页表必须连续存放，因此当页表很大时，需要占用很多个连续的页框。

 

• 把页表再分页并离散存储，然后再建立一张页表记录页表各个部分的存放位置，称为 页目录表，或称 外层页表，或称 顶层页表

1. 两级页表的原理、地址结构

 

 2. 如何实现地址变换

 

问题二：

没有必要让整个页表常驻内存，因为进程在一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面。

 1. 需要注意的几个细节

 

 

基本分段存储管理方式

 分段

• 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
• 内存分配规则：以段为单位进行分配，每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻

 

 

段表

问题：程序分多个段，各段离散地装入内存，为了保证程序能正常运行，就必须能从物理内存中找到各个逻辑段的存放位置。为此，需为每个进程建立一张段映射表，简称“段表”。

 

地址变换

 

 分段、分页管理的对比

• 页 是信息的物理单位。分页的主要目的是为了实现离散分配，提高内存利用率。分页仅仅是系统管理上的需要，完全是系统行为，对用户是不可见的。
• 段 是信息的逻辑单位。分段的主要目的是更好地满足用户需求。一个段通常包含着一组属于一个逻辑模块的信息。分段对用户是可见的，用户编程时需要显式地给出段名。
• 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。
• 分页 的用户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。
• 分段 的用户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。

 

 

 

• 分段 比分页更容易实现信息的共享和保护。不能被修改的代码称为纯代码或可重入代码（不属于临界资源），这样的代码是可以共享的。可修改的代码是不能共享的
• 访问一个逻辑地址需要几次访存？
• 分页（单级页表）：第一次访存——查内存中的页表，第二次访存——访问目标内存单元。总共两次访存
• 分段：第一次访存——查内存中的段表，第二次访存——访问目标内存单元。总共两次访存与分页系统类似，分段系统中也可以引入快表机构，将近期访问过的段表项放到快表中，这样可以少一次访问，加快地址变换速度
• 

 

段页式管理方式

 分页、分段的优缺点分析

 分段+分页=段页式管理

 段页式管理的逻辑地址结构

 段表、页表