1、非连续内存分配：分段
1.1 非连续内存分配方法总述
连续内存分配的缺点：分配给一个程序的物理内存是连续的；内存利用率低；有外碎片和内碎片问题
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（软件方案和硬件方案，软件方案资源开销大）
两种硬件方案：分段（Segmentation），分页（Paging）
1.2 分段（Segmentation）：更好的分离与共享
1.2.1 程序的分段地址空间
注意：逻辑地址空间是连续的，物理地址是离散的
1.2.2 分段寻址方案
（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段内偏移）
（2）段访问机制的硬件实现方案
2、非连续内存分配：分页
2.1 分页地址空间
（1）划分物理内存至固定大小的帧（大小是2的幂，e.g.512，4096，8192）
（2）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）
（3）建立方案：转换逻辑地址为物理地址（pages to frames），包含页表（Page table）和快表（MMU/TLB）
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），如图
（2）通过实例加深对此概念的理解
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，它是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。
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；例如，
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。
3、非连续内存分配：页表 - 概述 / TLB
3.1 页表概述
（1）通过标志位来判断当前页号的性质
（2）地址转换实例
如图，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。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）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）解决方法：缓存（Caching）、间接访问（Indirection）
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、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
下图为64位系统采用的5级页表示意图
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。
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。
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）实例
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（如何根据帧号找页号）；需要在反向页表里去找想要的页号
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）。
5.4 反向页表的实现：基于哈希查找的方案
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。
标签：总结,逻辑,访问,物理地址,地址,内存,OS,页表 来源： https://www.cnblogs.com/horacle/p/14359441.html
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