内存的分页分段介绍

内存管理是操作系统核心功能之一，分页 (Paging) 和分段 (Segmentation) 是两种重要的内存管理技术，用于实现虚拟内存，解决物理内存大小限制、内存碎片、程序重定位和内存保护等问题。它们可以将程序的逻辑地址空间映射到物理内存地址空间。

一、 分段 (Segmentation)

  1. 基本思想： 分段是将程序的地址空间划分为若干个逻辑上独立的段 (Segment)。每个段都有一个名字（或编号）和长度，并且通常对应程序的一个逻辑部分，如代码段 (Code Segment)、数据段 (Data Segment)、栈段 (Stack Segment)、堆段 (Heap Segment) 等。程序员或编译器可以根据程序的逻辑结构来定义这些段。

  2. 地址结构： 逻辑地址由两部分组成：段号 (Segment Number) 和段内偏移量 (Offset within Segment)。 逻辑地址 = (段号, 段内偏移)

  3. 地址转换：

    • 段表 (Segment Table)：操作系统为每个进程维护一个段表。段表中的每个条目（段表项）对应一个段，记录了该段的基地址 (Base Address，即段在物理内存中的起始地址) 和界限 (Limit，即段的长度)。
    • 转换过程：
      1. CPU根据逻辑地址中的段号查找段表。
      2. 检查段内偏移量是否小于段表项中记录的该段的界限（长度）。如果偏移量超界，则产生地址越界中断（保护错误）。
      3. 如果未越界，则物理地址 = 段基地址 + 段内偏移量。

  4. 优点：

    • 逻辑相关性：分段更好地匹配程序的逻辑结构，便于信息的共享和保护。例如，可以将代码段设置为只读，数据段设置为可读写。不同的进程可以共享同一个代码段（如共享库）。
    • 动态链接与增长：段可以动态增长（如堆和栈），并且在运行时动态链接不同的段。
    • 易于编程：程序员可以从逻辑上组织程序，而不必关心物理内存的连续性。

  5. 缺点：

    • 内存碎片：容易产生外部碎片。当段被换入换出或动态分配释放时，物理内存中可能会出现很多不连续的小空闲块，这些空闲块可能单独无法满足新段的需求，即使它们的总和足够。
    • 段大小不一：段的大小可变且不固定，给内存分配和管理带来复杂性。

二、 分页 (Paging)

  1. 基本思想： 分页是将进程的逻辑地址空间和物理内存空间都划分为大小固定、连续的块。逻辑地址空间中的块称为页 (Page)，物理内存中的块称为页帧 (Page Frame) 或物理块。页和页帧的大小通常是相同的（例如，4KB）。

  2. 地址结构： 逻辑地址由两部分组成：页号 (Page Number) 和页内偏移量 (Offset within Page)。 逻辑地址 = (页号, 页内偏移) 页号和页内偏移量的位数由地址总线宽度和页面大小决定。例如，32位地址，4KB页面大小（2^12 B），则页内偏移量占12位，页号占 32-12 = 20位。

  3. 地址转换：

    • 页表 (Page Table)：操作系统为每个进程维护一个页表。页表中的每个条目（页表项）对应一个逻辑页，记录了该页映射到的物理页帧号。页表项中还可能包含其他信息，如存在位（表示该页是否在内存中）、访问位、修改位、保护位（读/写/执行权限）等。
    • 转换过程：
      1. CPU根据逻辑地址中的页号查找页表（通常页表的基地址存放在一个专门的寄存器中，如CR3寄存器在x86中）。
      2. 从页表项中获取该页对应的物理页帧号。
      3. 如果页表项中的存在位为0（表示缺页），则产生缺页中断 (Page Fault)，操作系统会处理这个中断（如从磁盘调入页面）。
      4. 物理地址 = (物理页帧号 * 页面大小) + 页内偏移量。 （实际上，通常是将物理页帧号左移相应的位数，然后与页内偏移量进行或运算得到物理地址）。

  4. 优点：

    • 内存利用率高：由于页面大小固定，可以有效地减少外部碎片。任何空闲的页帧都可以分配给任何页。
    • 分配管理简单：物理内存以页帧为单位进行管理，分配和回收都比较简单。
    • 支持虚拟内存：很容易实现请求调页和页面置换算法，从而支持比物理内存更大的虚拟地址空间。

  5. 缺点：

    • 页表开销：页表本身需要占用内存空间。对于地址空间很大的进程，页表可能非常大。为了解决这个问题，发展出了多级页表、反向页表等技术。
    • 逻辑分离性差：分页是基于物理划分，而不是逻辑划分。一个逻辑上完整的程序模块（如一个函数或数据结构）可能会跨越多个页面。
    • 内部碎片：如果一个段或程序模块的大小不是页面大小的整数倍，那么最后一个页面会有一部分空间被浪费，这称为内部碎片。但通常内部碎片比分段产生的外部碎片问题要小。

三、 段页式管理 (Segmentation with Paging)

现代操作系统（如x86架构下的Linux和Windows）通常结合了分段和分页的优点，采用段页式管理。

  1. 基本思想： 先将程序的逻辑地址空间按段划分，然后再将每个段划分为固定大小的页。

  2. 地址结构： 逻辑地址通常形式上还是 (段选择子, 段内偏移)。但是这个段内偏移会被进一步解释为 (页号, 页内偏移)。

  3. 地址转换：

    1. 分段单元：首先，通过段选择子在段描述符表 (GDT/LDT) 中找到对应段的描述符，获取段的基地址和界限，并进行权限检查。在现代保护模式的x86系统中，分段机制主要用于内存保护和隔离，段基址通常设为0（扁平内存模型），段的界限设为最大，所以逻辑地址的段内偏移部分直接作为线性地址 (Linear Address)。
    2. 分页单元：然后，将这个线性地址（在扁平模型下，线性地址就等于逻辑地址的偏移部分）看作是 (页目录索引, 页表索引, 页内偏移)（以二级页表为例）。
      • 使用线性地址的高位部分作为索引查找页目录表，得到页表的物理地址。
      • 使用线性地址的中间部分作为索引查找该页表，得到物理页帧号。
      • 最后，物理页帧号与页内偏移量组合形成最终的物理地址。

  4. 优点：

    • 结合了分段和分页的优点：既有分段的逻辑划分、共享和保护能力，又有分页的内存利用率高、管理方便的特点。
    • 在x86架构中，分段提供了硬件级别的保护机制，而分页则负责实现虚拟内存和细粒度的内存管理。

  5. 缺点：

    • 系统复杂度增加：地址转换过程更长，需要查询段表和多级页表。
    • 开销增加：需要更多的硬件支持（如MMU）和内存来存储段表和页表。

在现代主流的64位操作系统中，如Linux和Windows，通常采用“扁平内存模型 (Flat Memory Model)”，分段机制被弱化，主要用于设置特权级等，而主要的虚拟地址到物理地址的转换由多级分页机制完成。逻辑地址空间近似为一个巨大的、连续的线性地址空间，然后这个线性地址空间再通过分页映射到物理内存。

拓展延申：

  1. TLB (Translation Lookaside Buffer)： 由于每次访存都可能需要多次查表（段表、多级页表），为了加速地址转换过程，CPU内部通常集成了一个高速缓存，称为TLB。TLB缓存了最近使用过的虚拟页号到物理页帧号的映射关系。当进行地址转换时，首先在TLB中查找，如果命中 (TLB Hit)，则直接获取物理页帧号，无需访问内存中的页表，速度极快。如果未命中 (TLB Miss)，则需要访问内存中的页表，并将查到的映射关系存入TLB以备后续使用（可能会替换掉TLB中的某个旧条目）。

  2. 大页面 (Huge Pages / Large Pages)： 为了减少TLB Miss和页表管理的开销，特别是在处理大块连续内存（如数据库缓冲区、虚拟机内存）时，现代CPU和操作系统支持大页面。例如，除了4KB的页面，还可以支持2MB或1GB的页面。使用大页面可以减少页表项的数量，提高TLB的覆盖范围。

  3. 页面置换算法 (Page Replacement Algorithms)： 在虚拟内存系统中，当发生缺页中断且物理内存已满时，需要选择一个或多个已在内存中的页面换出到磁盘（如果它被修改过，则需要写回），以便为新调入的页面腾出空间。常见的页面置换算法有FIFO、LRU (Least Recently Used)、LFU (Least Frequently Used)、Clock (NRU - Not Recently Used) 算法及其变种。