【OS笔记24】：存储管理3-分页管理-页表与快表

5.4 分页管理

为了解决分区管理带来的种种问题，引入了更为先进和灵活的分页管理技术。

分区管理的缺点回顾：

• 外部碎片问题：如果连续的空闲区不能满足进程需求，则即使整个内存中所有空闲分区之和大于进程所需的空间，进程仍不能装入内存。
• 内存利用率不高：存在碎片现象（内部或外部），导致内存空间浪费。
• 难以实现虚拟存储：要求程序连续存放，无法使有限的内存运行较大、较多的程序。

5.4.1 页的划分技术

分页管理的基本思想是将内存空间和进程空间都进行“离散化”处理。

• 物理内存划分：系统把内存按 2^n（2的整数次幂）划分成大小相同、位置固定的若干个存储块，称为页面 (Page Frame) 或页框。
• 逻辑空间划分：进程的逻辑地址空间也按同样的大小 (2^n) 划分成若干相等的部分，每一部分称为一个页 (Page)。
• 分配原则：进程以页为单位分配内存。一个进程的多个页可以被存放在不相邻的物理页面中。
• 分配和回收方式：
  • 静态分配：作业装入时，一次性将其所有页都装入内存。
  • 动态分配 (请求页式)：作业运行时，根据需要动态地调入页。

5.4.2 相关数据结构 (静态分配)

1. 页表

为了将进程离散的页与内存中离散的页面对应起来，系统为每个进程建立一张页表。

• 作用：指出逻辑地址空间中的页号 (Page Number) 与其在主存中对应的页面号 (Frame Number) 的对应关系。
• 构成：由 页号 和 页面号 组成。
• 关键：每个进程都拥有一张页表，它是虚拟地址（逻辑地址）到物理地址转换的依据。

2. 空闲页面(块)表

• 作用：记载内存中当前所有空闲的页面。
• 归属：整个操作系统统一维护一张空闲页面表。

图片描述：该图直观地展示了分页机制。左侧是进程的逻辑地址空间（被划分为第0页、第1页…），中间是该进程的页表，页表中的每一项都指向右侧主存空间中的一个物理页面。箭头清晰地表明，逻辑上连续的页（如第0、1、2页）可以被映射到物理上不连续的页面（如第5、7、9号页面）。

5.4.3 逻辑地址的形式

在分页系统中，进程的逻辑地址被划分为两部分：

• 逻辑地址 = 页号 (P ) + 页内地址 (d)

• 页号 (P ): 用于在页表中查找对应的物理页面。页号部分的位数决定了一个进程最多可以拥有多少个页。例如，图中有20位页号，则总共有 2^20 = 1M 个页。
• 页内地址 (d): 也称为位移量 (Offset)，表示该地址在所在页的起始位置开始的偏移量。页内地址的位数决定了页的大小。例如，图中有12位页内地址，则页的大小为 2^12 = 4K。

5.4.4 页式地址转换

为了在非连续的内存区域中正确地执行进程，操作系统（在硬件支持下）必须完成从逻辑地址到物理地址的转换。

• 虚拟地址 (逻辑地址) = (页号, 页内地址)
• 物理地址 (绝对地址) = (页面号, 页内地址)
• 关键：地址转换的核心就是通过页表将逻辑页号转换为物理页面号，而页内地址部分在转换过程中保持不变。

为了完成转换，CPU中需要有控制寄存器来存放当前运行进程的页表信息：

• 页表始址：存放当前进程的页表在内存中的起始地址。
• 页表长度：存放当前进程的页表大小（即总页数）。

图片描述：该图详细描绘了地址转换的硬件执行流程。

1. CPU产生一个逻辑地址，如(页号2, 页内地址452)。
2. 硬件首先检查页号的合法性：将页号2与页表长度寄存器中的值3比较，因为 2 < 3，地址合法。
3. 硬件根据页表始址寄存器的值1k和页号2，计算出页表项在内存中的地址，并从中取出对应的页面号。图中显示，页号2对应的页面号是8。
4. 将获取到的页面号8与原逻辑地址中的页内地址452组合，形成最终的物理地址。
5. 最终物理地址的计算公式为：物理地址 = 页面号 * 页面大小 + 页内地址。例如：8 * 1KB + 452 = 8192 + 452 = 8644。

5.4.5 快表和页表构造

两次访存问题

从上述地址转换过程可以看出，不加优化的分页系统存在一个严重性能问题：

• 执行一次访存操作至少要访问主存两次。
  1. 第一次：访问内存中的页表，以确定所取数据或指令的物理地址。
  2. 第二次：根据转换得到的物理地址真正地存取数据或指令。

快表

为了提高存取速度，硬件上通常设置一个专用的高速缓冲寄存器组，我们称之为快表 (TLB)。

• 本质：一个用于存放页表一部分内容的高速缓存 (Cache)。
• 工作流程：
  1. 进行地址转换时，硬件先查找快表。
  2. 快表命中 (Hit)：如果在快表中找到所需页号，则直接获得对应的页面号，地址转换极快完成。
  3. 快表未命中 (Miss)：如果快表中找不到所需页号，则再去查询内存中的页表（慢速路径），并将查询到的该页表项写入快表中（通常会替换掉一个旧的条目）。
• 优势：快表的地址转换是非常快的，因为是硬件并行比较。利用程序的局部性原理，大部分地址访问都能在快表中命中，从而基本克服了两次访问主存的缺点。

这是一个更复杂的地址转换流程图。逻辑地址中的页号p被同时送到快表进行并行查找，并与页表长度l进行比较。如果p在快表中，直接得到页面号p’；如果不在，则通过常规的查页表方式获取p’，并将其更新到快表中。最终，p’与页内地址d组合成物理地址。