【操做系统】总结三（内存管理）

内存管理

包括内存管理和虚拟内存管理。

内存管理包括内存管理概念、交换与覆盖、连续分配管理方式和非连续分配管理方式（分页管理方式、分段管理方式、段页式管理方式）。

虚拟内存管理包括虚拟内存概念、请求分页管理方式、页面置换算法、页面分配策略、工做集和抖动。

3.1 内存管理的概念

内存管理(Memory Management)是操做系统设计中最重要和最复杂的内容之一。虽然计算机硬件一直在飞速发展，内存容量也在不断增加，可是仍然不可能将全部用户进程和系统所须要的所有程序和数据放入主存中，因此操做系统必须将内存空间进行合理地划分和有效地动态分配。操做系统对内存的划分和动态分配，就是内存管理的概念。

有效的内存管理在多道程序设计中很是重要，不只方便用户使用存储器、提升内存利用率，还能够经过虚拟技术从逻辑上扩充存储器。

内存管理的功能有：

• 内存空间的分配与回收：由操做系统完成主存储器空间的分配和管理，使程序员摆脱存储分配的麻烦，提升编程效率。
• 地址转换：在多道程序环境下，程序中的逻辑地址与内存中的物理地址不可能一致，所以存储管理必须提供地址变换功能，把逻辑地址转换成相应的物理地址。
• 内存空间的扩充：利用虚拟存储技术或自动覆盖技术，从逻辑上扩充内存。
• 存储保护：保证各道做业在各自的存储空间内运行，.互不干扰。

在进行具体的内存管理以前，须要了解进程运行的基本原理和要求。

程序装入和连接

建立进程首先要将程序和数据装入内存。将用户源程序变为可在内存中执行的程序，一般须要如下几个步骤：

• 编译：由编译程序将用户源代码编译成若干个目标模块。
• 连接：由连接程序将编译后造成的一组目标模块，以及所需库函数连接在一块儿，造成一个完整的装入模块。
• 装入：由装入程序将装入模块装入内存运行。

这三步过程如图3-1所示。

图3-1  对用户程序的处理步骤

程序的连接有如下三种方式：

• 静态连接：在程序运行以前，先将各目标模块及它们所需的库函数连接成一个完整的可执行程序，之后再也不拆开。
• 装入时动态连接：将用户源程序编译后所获得的一组目标模块，在装入内存时，釆用边装入边连接的连接方式。
• 运行时动态连接：对某些目标模块的连接，是在程序执行中须要该目标模块时，才对它进行的连接。其优势是便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享。

内存的装入模块在装入内存时，一样有如下三种方式：

1) 绝对装入。在编译时，若是知道程序将驻留在内存的某个位置，编译程序将产生绝对地址的目标代码。绝对装入程序按照装入模块中的地址，将程序和数据装入内存。因为程序中的逻辑地址与实际内存地址彻底相同，故不需对程序和数据的地址进行修改。

绝对装入方式只适用于单道程序环境。另外，程序中所使用的绝对地址,可在编译或汇编时给出，也可由程序员直接赋予。而一般状况下在程序中釆用的是符号地址，编译或汇编时再转换为绝对地址。

2) 可重定位装入。在多道程序环境下，多个目标模块的起始地址一般都是从0开始，程序中的其余地址都是相对于起始地址的,此时应釆用可重定位装入方式。根据内存的当前状况，将装入模块装入到内存的适当位置。装入时对目标程序中指令和数据的修改过程称为重定位，地址变换一般是在装入时一次完成的，因此又称为静态重定位，如图3-2(a) 所示。

图3-2  重定向类型

静态重定位的特色是在一个做业装入内存时，必须分配其要求的所有内存空间，若是没有足够的内存，就不能装入该做业。此外，做业一旦进入内存后，在整个运行期间不能在内存中移动，也不能再申请内存空间。

3) 动态运行时装入，也称为动态重定位，程序在内存中若是发生移动，就须要釆用动态的装入方式。装入程序在把装入模块装入内存后，并不当即把装入模块中的相对地址转换为绝对地址，而是把这种地址转换推迟到程序真正要执行时才进行。所以，装入内存后的全部地址均为相对地址。这种方式须要一个重定位寄存器的支持，如图3-2(b)所示。

动态重定位的特色是能够将程序分配到不连续的存储区中；在程序运行以前能够只装入它的部分代码便可投入运行，而后在程序运行期间，根据须要动态申请分配内存；便于程序段的共享，能够向用户提供一个比存储空间大得多的地址空间。

逻辑地址空间与物理地址空间

编译后，每一个目标模块都是从0号单元开始编址，称为该目标模块的相对地址（或逻辑地址)。

当连接程序将各个模块连接成一个完整的可执行目标程序时，连接程序顺序依次按各个模块的相对地址构成统一的从0号单元开始编址的逻辑地址空间。用户程序和程序员只需知道逻辑地址，而内存管理的具体机制则是彻底透明的，它们只有系统编程人员才会涉及。不一样进程能够有相同的逻辑地址，由于这些相同的逻辑地址能够映射到主存的不一样位置。

物理地址空间是指内存中物理单元的集合，它是地址转换的最终地址，进程在运行时执行指令和访问数据最后都要经过物理地址从主存中存取。当装入程序将可执行代码装入内存时，必须经过地址转换将逻辑地址转换成物理地址，这个过程称为地址重定位。

内存保护

内存分配前，须要保护操做系统不受用户进程的影响，同时保护用户进程不受其余用户进程的影响。经过釆用重定位寄存器和界地址寄存器来实现这种保护。重定位寄存器含最小的物理地址值，界地址寄存器含逻辑地址值。每一个逻辑地址值必须小于界地址寄存器；内存管理机构动态地将逻辑地址与界地址寄存器进行比较，若是未发生地址越界，则加上重定位寄存器的值后映射成物理地址，再送交内存单元，如图3-3所示。

当CPU调度程序选择进程执行时，派遣程序会初始化重定位寄存器和界地址寄存器。每个逻辑地址都须要与这两个寄存器进行核对，以保证操做系统和其余用户程序及数据不被该进程的运行所影响。

图3-3  重定位和界地址寄存器的硬件支持

3.2 内存覆盖与内存交换

覆盖与交换技术是在多道程序环境下用来扩充内存的两种方法。

内存覆盖

早期的计算机系统中，主存容量很小，虽然主存中仅存放一道用户程序，可是存储空间放不下用户进程的现象也常常发生，这一矛盾能够用覆盖技术来解决。

覆盖的基本思想是：因为程序运行时并不是任什么时候候都要访问程序及数据的各个部分（尤为是大程序），所以能够把用户空间分红一个固定区和若干个覆盖区。将常常活跃的部分放在固定区，其他部分按调用关系分段。首先将那些即将要访问的段放入覆盖区，其余段放在外存中，在须要调用前，系统再将其调入覆盖区，替换覆盖区中原有的段。

覆盖技术的特色是打破了必须将一个进程的所有信息装入主存后才能运行的限制，但当同时运行程序的代码量大于主存时仍不能运行。

内存交换

交换（对换）的基本思想是，把处于等待状态（或在CPU调度原则下被剥夺运行权利）的程序从内存移到辅存，把内存空间腾出来，这一过程又叫换出；把准备好竞争CPU运行的程序从辅存移到内存，这一过程又称为换入。中级调度就是釆用交换技术。

例如，有一个CPU釆用时间片轮转调度算法的多道程序环境。时间片到，内存管理器将刚刚执行过的进程换出，将另外一进程换入到刚刚释放的内存空间中。同时，CPU调度器能够将时间片分配给其余已在内存中的进程。每一个进程用完时间片都与另外一进程交换。理想状况下，内存管理器的交换过程速度足够快，总有进程在内存中能够执行。

有关交换须要注意如下几个问题：

• 交换须要备份存储，一般是快速磁盘。它必须足够大，而且提供对这些内存映像的直接访问。
• 为了有效使用CPU，须要每一个进程的执行时间比交换时间长，而影响交换时间的主要是转移时间。转移时间与所交换的内存空间成正比。
• 若是换出进程，必须确保该进程是彻底处于空闲状态。
• 交换空间一般做为磁盘的一整块，且独立于文件系统，所以使用就可能很快。
• 交换一般在有许多进程运行且内存空间吃紧时开始启动，而系统负荷下降就暂停。
• 普通的交换使用很少，但交换策略的某些变种在许多系统中（如UNIX系统）仍发挥做用。

交换技术主要是在不一样进程（或做业）之间进行，而覆盖则用于同一个程序或进程中。因为覆盖技术要求给出程序段之间的覆盖结构，使得其对用户和程序员不透明，因此对于主存没法存放用户程序的矛盾，现代操做系统是经过虚拟内存技术来解决的，覆盖技术则已成为历史；而交换技术在现代操做系统中仍具备较强的生命力。

3.3 内存连续分配管理方式

连续分配方式，是指为一个用户程序分配一个连续的内存空间。它主要包括单一连续分配、固定分区分配和动态分区分配。

单一连续分配

内存在此方式下分为系统区和用户区，系统区仅提供给操做系统使用，一般在低地址部分；用户区是为用户提供的、除系统区以外的内存空间。这种方式无需进行内存保护。

这种方式的优势是简单、无外部碎片，能够釆用覆盖技术，不须要额外的技术支持。缺点是只能用于单用户、单任务的操做系统中，有内部碎片，存储器的利用率极低。

固定分区分配

固定分区分配是最简单的一种多道程序存储管理方式，它将用户内存空间划分为若干个固定大小的区域，每一个分区只装入一道做业。当有空闲分区时，即可以再从外存的后备做业队列中,选择适当大小的做业装入该分区，如此循环。

图3-4  固定分区分配的两种方法

固定分区分配在划分分区时，有两种不一样的方法，如图3-4所示。

• 分区大小相等：用于利用一台计算机去控制多个相同对象的场合，缺少灵活性。
• 分区大小不等：划分为含有多个较小的分区、适量的中等分区及少许的大分区。

为便于内存分配，一般将分区按大小排队，并为之创建一张分区说明表，其中各表项包括每一个分区的起始地址、大小及状态（是否已分配），如图3-5(a)所示。当有用户程序要装入时，便检索该表，以找到合适的分区给予分配并将其状态置为”已分配”；未找到合适分区则拒绝为该用户程序分配内存。存储空间的分配状况如图3-5(b)所示。

这种分区方式存在两个问题：一是程序可能太大而放不进任何一个分区中，这时用户不得不使用覆盖技术来使用内存空间；二是主存利用率低，当程序小于固定分区大小时，也占用了一个完整的内存分区空间，这样分区内部有空间浪费，这种现象称为内部碎片。

固定分区是可用于多道程序设计最简单的存储分配，无外部碎片，但不能实现多进程共享一个主存区，因此存储空间利用率低。固定分区分配不多用于如今通用的操做系统中，但在某些用于控制多个相同对象的控制系统中仍发挥着必定的做用。

图3-5  固定分区说明表和内存分配状况

动态分区分配

动态分区分配又称为可变分区分配，是一种动态划份内存的分区方法。这种分区方法不预先将内存划分，而是在进程装入内存时，根据进程的大小动态地创建分区，并使分区的大小正好适合进程的须要。所以系统中分区的大小和数目是可变的。

图3-6动态分区

如图3-6所示，系统有64MB内存空间，其中低8MB固定分配给操做系统，其他为用户可用内存。开始时装入前三个进程，在它们分别分配到所需空间后，内存只剩下4MB，进程4没法装入。在某个时刻，内存中没有一个就绪进程，CPU出现空闲，操做系统就换出进程2，换入进程4。因为进程4比进程2小，这样在主存中就产生了一个6MB的内存块。以后CPU又出现空闲，而主存没法容纳进程2,操做系统就换出进程1，换入进程2。

动态分区在开始分配时是很好的，可是以后会致使内存中出现许多小的内存块。随着时间的推移，内存中会产生愈来愈多的碎片（图3-6中最后的4MB和中间的6MB，且随着进程的换入/换出，极可能会出现更多更小的内存块)，内存的利用率随之降低。

这些小的内存块称为外部碎片，指在全部分区外的存储空间会变成愈来愈多的碎片，这与固定分区中的内部碎片正好相对。克服外部碎片能够经过紧凑（Compaction)技术来解决，就是操做系统不时地对进程进行移动和整理。可是这须要动态重定位寄存器的支持，且相对费时。紧凑的过程实际上相似于Windows系统中的磁盘整理程序，只不事后者是对外存空间的紧凑。

在进程装入或换入主存时，若是内存中有多个足够大的空闲块，操做系统必须肯定分配哪一个内存块给进程使用，这就是动态分区的分配策略，考虑如下几种算法：

• 首次适应(First  Fit)算法：空闲分区以地址递增的次序连接。分配内存时顺序查找，找到大小能知足要求的第一个空闲分区。
• 最佳适应(Best  Fit)算法：空闲分区按容量递增造成分区链，找到第一个能知足要求的空闲分区。
• 最坏适应(Worst  Fit)算法：又称最大适应(Largest Fit)算法，空闲分区以容量递减的次序连接。找到第一个能知足要求的空闲分区，也就是挑选出最大的分区。
• 邻近适应(Next  Fit)算法：又称循环首次适应算法，由首次适应算法演变而成。不一样之处是分配内存时从上次查找结束的位置开始继续查找。

在这几种方法中，首次适应算法不只是最简单的，并且一般也是最好和最快的。在UNIX 系统的最第一版本中，就是使用首次适应算法为进程分配内存空间，其中使用数组的数据结构 (而非链表）来实现。不过，首次适应算法会使得内存的低地址部分出现不少小的空闲分区，而每次分配查找时，都要通过这些分区，所以也增长了查找的开销。

邻近适应算法试图解决这个问题，但实际上，它经常会致使在内存的末尾分配空间（由于在一遍扫描中，内存前面部分使用后再释放时，不会参与分配)，分裂成小碎片。它一般比首次适应算法的结果要差。

最佳适应算法虽然称为“最佳”，可是性能一般不好，由于每次最佳的分配会留下很小的难以利用的内存块，它会产生最多的外部碎片。

最坏适应算法与最佳适应算法相反，选择最大的可用块，这看起来最不容易产生碎片，可是却把最大的连续内存划分开，会很快致使没有可用的大的内存块，所以性能也很是差。

Kunth和Shore分别就前三种方法对内存空间的利用状况作了模拟实验，结果代表：

首次适应算法可能比最佳适应法效果好，而它们二者必定比最大适应法效果好。另外注意,在算法实现时,分配操做中最佳适应法和最大适应法须要对可用块进行排序或遍历查找，而首次适应法和邻近适应法只须要简单查找；回收操做中，当回收的块与原来的空闲块相邻时（有三种相邻的状况，比较复杂)，须要将这些块合并。在算法实现时，使用数组或链表进行管理。除了内存的利用率，这里的算法开销也是操做系统设计须要考虑的一个因素。

表3-1三种内存分区管理方式的比较

	做业道数	内部 碎片	外部 碎片	硬件支持	可用空 间管理	解决碎 片方法	解决空 间不足	提升做 业道数
单道连续 分配	1	有	无	界地址寄存器、越界 检查机构	--	--	覆盖	交换
多道固定 连续分配	<=N (用户空间划 为N块)	有	无	上下界寄存器、越界检查机构 基地址寄存器、长度寄存器、动态地址转换机构	--	--
多道可变连续分配	—	无	有		数组 链表	紧凑

以上三种内存分区管理方法有一共同特色，即用户进程（或做业）在主存中都是连续存放的。这里对它们进行比较和总结，见表3-1。

3.4 内存非连续分配管理方式

非连续分配容许一个程序分散地装入到不相邻的内存分区中，根据分区的大小是否固定分为分页存储管理方式和分段存储管理方式。

分页存储管理方式中，又根据运行做业时是否要把做业的全部页面都装入内存才能运行分为基本分页存储管理方式和请求分页存储管理方式。下面介绍基本分页存储管理方式。

基本分页存储管理方式

固定分区会产生内部碎片，动态分区会产生外部碎片，这两种技术对内存的利用率都比较低。咱们但愿内存的使用能尽可能避免碎片的产生，这就引入了分页的思想：把主存空间划分为大小相等且固定的块，块相对较小，做为主存的基本单位。每一个进程也以块为单位进行划分，进程在执行时，以块为单位逐个申请主存中的块空间。

分页的方法从形式上看，像分区相等的固定分区技术，分页管理不会产生外部碎片。但它又有本质的不一样点：块的大小相对分区要小不少，并且进程也按照块进行划分，进程运行时按块申请主存可用空间并执行。这样，进程只会在为最后一个不完整的块申请一个主存块空间时，才产生主存碎片，因此尽管会产生内部碎片，可是这种碎片相对于进程来讲也是很小的，每一个进程平均只产生半个块大小的内部碎片（也称页内碎片）。

1) 分页存储的几个基本概念

①页面和页面大小。进程中的块称为页(Page)，内存中的块称为页框（Page Frame，或页帧）。外存也以一样的单位进行划分，直接称为块(Block)。进程在执行时须要申请主存空间，就是要为每一个页面分配主存中的可用页框，这就产生了页和页框的一一对应。

为方便地址转换，页面大小应是2的整数幂。同时页面大小应该适中，若是页面过小，会使进程的页面数过多，这样页表就过长，占用大量内存，并且也会增长硬件地址转换的开销，下降页面换入/换出的效率；页面过大又会使页内碎片增大，下降内存的利用率。因此页面的大小应该适中，考虑到耷间效率和时间效率的权衡。

②地址结构。分页存储管理的逻辑地址结构如图3-7所示。

图3-7  分页存储管理的地址结构

地址结构包含两部分：前一部分为页号P，后一部分为页内偏移量W。地址长度为32 位，其中0~11位为页内地址，即每页大小为4KB；12~31位为页号，地址空间最多容许有2^20页。

③页表。为了便于在内存中找到进程的每一个页面所对应的物理块，系统为每一个进程创建一张页表，记录页面在内存中对应的物理块号，页表通常存放在内存中。

在配置了页表后，进程执行时，经过查找该表，便可找到每页在内存中的物理块号。可见，页表的做用是实现从页号到物理块号的地址映射，如图3-8所示。

图3-8  页表的做用

2) 基本地址变换机构

地址变换机构的任务是将逻辑地址转换为内存中物理地址，地址变换是借助于页表实现的。图3-9给出了分页存储管理系统中的地址变换机构。

图3-9  分页存储管理的地址变换机构

在系统中一般设置一个页表寄存器(PTR)，存放页表在内存的始址F和页表长度M。进程未执行时，页表的始址和长度存放在进程控制块中，当进程执行时，才将页表始址和长度存入页表寄存器。设页面大小为L，逻辑地址A到物理地址E的变换过程以下：

1. 计算页号P(P=A/L)和页内偏移量W (W=A%L)。
2. 比较页号P和页表长度M，若P >= M，则产生越界中断，不然继续执行。
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，即为物理块号。
4. 计算E=b*L+W，用获得的物理地址E去访问内存。

以上整个地址变换过程均是由硬件自动完成的。

例如，若页面大小L为1K字节，页号2对应的物理块为b=8，计算逻辑地址A=2500 的物理地址E的过程以下：P=2500/1K=2，W=2500%1K=452，查找获得页号2对应的物理块的块号为 8，E=8*1024+452=8644。

下面讨论分页管理方式存在的两个主要问题：

• 每次访存操做都须要进行逻辑地址到物理地址的转换，地址转换过程必须足够快，不然访存速度会下降；
• 每一个进程引入了页表，用于存储映射机制，页表不能太大，不然内存利用率会下降。

3) 具备快表的地址变换机构

由上面介绍的地址变换过程可知，若页表所有放在内存中，则存取一个数据或一条指令至少要访问两次内存：一次是访问页表，肯定所存取的数据或指令的物理地址，第二次才根据该地址存取数据或指令。显然，这种方法比一般执行指令的速度慢了一半。

为此，在地址变换机构中增设了一个具备并行查找能力的高速缓冲存储器——快表，又称联想寄存器(TLB)，用来存放当前访问的若干页表项，以加速地址变换的过程。与此对应，主存中的页表也常称为慢表，配有快表的地址变换机构如图3-10所示。

图3-10  具备快表的地址变换机构

在具备快表的分页机制中，地址的变换过程：

• CPU给出逻辑地址后，由硬件进行地址转换并将页号送入高速缓存寄存器，并将此页号与快表中的全部页号进行比较。
• 若是找到匹配的页号，说明所要访问的页表项在快表中，则直接从中取出该页对应的页框号，与页内偏移量拼接造成物理地址。这样，存取数据仅一次访存即可实现。
• 若是没有找到，则须要访问主存中的页表，在读出页表项后，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，则必须按照必定的算法对旧的页表项进行替换。

注意：有些处理机设计为快表和慢表同时查找，若是在快表中查找成功则终止慢表的查找。

通常快表的命中率能够达到90%以上，这样，分页带来的速度损失就下降到10%如下。快表的有效性是基于著名的局部性原理，这在后面的虚拟内存中将会具体讨论。

4) 两级页表

第二个问题：因为引入了分页管理，进程在执行时不须要将全部页调入内存页框中，而只要将保存有映射关系的页表调入内存中便可。可是咱们仍然须要考虑页表的大小。

以32 位逻辑地址空间、页面大小4KB、页表项大小4B为例，若要实现进程对所有逻辑地址空间的映射，则每一个进程须要2^20，约100万个页表项。也就是说，每一个进程仅页表这一项就须要4MB主存空间，这显然是不切实际的。而即使不考虑对所有逻辑地址空间进行映射的状况，一个逻辑地址空间稍大的进程，其页表大小也多是过大的。

以一个40MB的进程为例，页表项共40KB,若是将全部页表项内容保存在内存中，那么须要10个内存页框来保存整个页表。整个进程大小约为1万个页面，而实际执行时只须要几十个页面进入内存页框就能够运行，但若是要求10个页面大小的页表必须所有进入内存，这相对实际执行时的几十个进程页面的大小来讲，确定是下降了内存利用率的；从另外一方面来讲，这10页的页表项也并不须要同时保存在内存中，由于大多数状况下，映射所须要的页表项都在页表的同一个页面中。

将页表映射的思想进一步延伸，就能够获得二级分页：将页表的10页空间也进行地址映射，创建上一级页表，用于存储页表的映射关系。这里对页表的10个页面进行映射只须要10个页表项，因此上一级页表只须要1页就足够（能够存储2^10=1024个页表项）。在进程执行时，只须要将这1页的上一级页表调入内存便可，进程的页表和进程自己的页面，能够在后面的执行中再i周入内存。

如图3-11所示，这是Intel处理器80x86系列的硬件分页的地址转换过程。在32位系统中，所有32位逻辑地址空间能够分为2^20(4GB/4KB)个页面。这些页面能够再进一步创建顶级页表，须要2^10个顶级页表项进行索引，这正好是一页的大小，因此创建二级页表便可。

图3-11  硬件分页地址转换

举例，32位系统中进程分页的工做过程：假定内核已经给一个正在运行的进程分配的逻辑地址空间是0x20000000到0x2003FFFF，这个空间由64个页面组成。在进程运行时，咱们不须要知道所有这些页的页框的物理地址，极可能其中不少页还不在主存中。这里咱们只注意在进程运行到某一页时，硬件是如何计算获得这一页的页框的物理地址便可。如今进程须要读逻辑地址0x20021406中的字节内容，这个逻辑地址按以下进行处理：
    逻辑地址： 0x20021406 (0010 0000 0000 0010 0001 0100 0000 0110 B)
    顶级页表字段：0x80 (00 1000 0000 B)
    二级页表字段：0x21 (00 0010 0001B)
    页内偏移量字段：0x406  (0100 0000 0110 B)

顶级页表字段的0x80用于选择顶级页表的第0x80表项，此表项指向和该进程的页相关的二级页表；二级页表字段0x21用于选择二级页表的第0x21表项，此表项指向包含所需页的页框；最后的页内偏移量字段0x406用于在目标页框中读取偏移量为0x406中的字节。

这是32位系统下比较实际的一个例子。看似较为复杂的例子，有助于比较深刻地理解，但愿读者能本身动手计算一遍转换过程。

创建多级页表的目的在于创建索引，这样不用浪费主存空间去存储无用的页表项，也不用盲目地顺序式查找页表项，而创建索引的要求是最高一级页表项不超过一页的大小。在 64位操做系统中，页表的划分则须要从新考虑，这是不少教材和辅导书中的常见题目，可是不少都给出了错误的分析，须要注意。

咱们假设仍然釆用4KB页面大小。偏移量字段12位，假设页表项大小为8B。这样，其上一级分页时，每一个页框只能存储29(4KB/8B)个页表项，而再也不是210个，因此上一级页表字段为9位。后面同理继续分页。64=12+9+9+9+9+9+7，因此需6级分页才能实现索引。不少书中仍然按4B页表项分析，虽然一样得出6级分页的结果，但显然是错误的。这里给出两个实际的64位操做系统的分页级别（注意：里面没有使用所有64位寻址，不过因为地址字节对齐的设计考虑，仍然使用8B大小的页表项），理解了表3-2中的分级方式，相信对多级分页就很是清楚了。

表3-2 两种系统的分级方式

平台	页面大小	寻址位数	分页级数	具体分级
Alpha	8KB	43	3	13+10+10+10
X86_64	4 KB	48	4	12+9+9+9+9

基本分段存储管理方式

分页管理方式是从计算机的角度考虑设计的，以提升内存的利用率，提高计算机的性能, 且分页经过硬件机制实现，对用户彻底透明；而分段管理方式的提出则是考虑了用户和程序员，以知足方便编程、信息保护和共享、动态增加及动态连接等多方面的须要。

1) 分段。

段式管理方式按照用户进程中的天然段划分逻辑空间。例如，用户进程由主程序、两个子程序、栈和一段数据组成，因而能够把这个用户进程划分为5个段，每段从0 开始编址，并分配一段连续的地址空间（段内要求连续，段间不要求连续，所以整个做业的地址空间是二维的）。其逻辑地址由段号S与段内偏移量W两部分组成。

在图3-12中，段号为16位，段内偏移量为16位，则一个做业最多可有2^16=65536个段，最大段长为64KB。

图3-12  分段系统中的逻辑地址结构

在页式系统中，逻辑地址的页号和页内偏移量对用户是透明的，但在段式系统中，段号和段内偏移量必须由用户显示提供，在髙级程序设计语言中，这个工做由编译程序完成。

2) 段表。

每一个进程都有一张逻辑空间与内存空间映射的段表，其中每个段表项对应进程的一个段，段表项记录该段在内存中的起始地址和段的长度。段表的内容如图3-13所示。

图3-13  段表项

在配置了段表后，执行中的进程可经过查找段表，找到每一个段所对应的内存区。可见，段表用于实现从逻辑段到物理内存区的映射，如图3-14所示。

图3-14  利用段表实现地址映射

3) 地址变换机构。

分段系统的地址变换过程如图3-15所示。为了实现进程从逻辑地址到物理地址的变换功能，在系统中设置了段表寄存器，用于存放段表始址F和段表长度M。其从逻辑地址A到物理地址E之间的地址变换过程以下：

• 从逻辑地址A中取出前几位为段号S，后几位为段内偏移量W。
• 比较段号S和段表长度M，若S多M，则产生越界中断，不然继续执行。
• 段表中段号S对应的段表项地址 = 段表起始地址F + 段号S * 段表项长度，取出该段表项的前几位获得段长C。若段内偏移量>=C，则产生越界中断，不然继续执行。
• 取出段表项中该段的起始地址b，计算 E = b + W，用获得的物理地址E去访问内存。

图3-15  分段系统的地址变换过程

4) 段的共享与保护。

在分段系统中，段的共享是经过两个做业的段表中相应表项指向被共享的段的同一个物理副原本实现的。当一个做业正从共享段中读取数据时，必须防止另外一个做业修改此共享段中的数据。不能修改的代码称为纯代码或可重入代码（它不属于临界资源)，这样的代码和不能修改的数据是能够共享的，而可修改的代码和数据则不能共享。

与分页管理相似，分段管理的保护方法主要有两种：一种是存取控制保护，另外一种是地址越界保护。地址越界保护是利用段表寄存器中的段表长度与逻辑地址中的段号比较，若段号大于段表长度则产生越界中断；再利用段表项中的段长和逻辑地址中的段内位移进行比较，若段内位移大于段长，也会产生越界中断。

段页式管理方式

页式存储管理能有效地提升内存利用率，而分段存储管理能反映程序的逻辑结构并有利于段的共享。若是将这两种存储管理方法结合起来，就造成了段页式存储管理方式。

在段页式系统中，做业的地址空间首先被分红若干个逻辑段，每段都有本身的段号，而后再将每一段分红若干个大小固定的页。对内存空间的管理仍然和分页存储管理同样，将其分红若干个和页面大小相同的存储块，对内存的分配以存储块为单位，如图3-16所示。

图3-16  段页式管理方式

在段页式系统中，做业的逻辑地址分为三部分：段号、页号和页内偏移量，如图3-17 所示。

图3-17  段页式系统的逻辑地址结构

为了实现地址变换，系统为每一个进程创建一张段表，而每一个分段有一张页表。段表表项中至少包括段号、页表长度和页表起始地址，页表表项中至少包括页号和块号。此外，系统中还应有一个段表寄存器，指出做业的段表起始地址和段表长度。

注意：在一个进程中，段表只有一个，而页表可能有多个。

在进行地址变换时，首先经过段表查到页表起始地址，而后经过页表找到页帧号，最后造成物理地址。如图3-18所示，进行一次访问实际须要三次访问主存，这里一样可使用快表以加快查找速度，其关键字由段号、页号组成，值是对应的页帧号和保护码。

图3-18  段页式系统的地址变换机构