操作系统笔记（十）内存管理之分页，分段和段页式

• 基本内存管理：

1. 进程占用空间必须连续，导致外部碎片以及附加的compaction
2. 整个进程的swap in 和 swap out十分耗时。
3. 解决：分页 ->内存空间不必连续，无外部碎片，有内部碎片。可以部分swap in 和 out。

• 分页式内存管理

1. 重定位
   • 物理内存：帧 <==> 逻辑内存：页
   • 页表管理页和帧的映射关系，每条记录称作PTE。即输入page number，输出frame number。
   • 逻辑地址：page number和page offset。
   • 物理地址：frame number和frame offset。
   • 实现：MMU查询页表负责地址映射，OS维护页表，屏蔽了映射细节。
   • 页表存储在内存，Page table base register（PTBR）和 page table length register（PTLR）分别保存页表的位置和长度。
   • 缺点：每次内存访问包括（2次）访问PT和访问内存数据。 解决方案：MMU中包含TLB（Translation Look-aside Buffers）缓冲。
2. 内存保护
   • 以页为单位，保护信息存储在PTE
   • 另PTE包含valid/invalid位表明页是否可以使用。
3. 页表结构
   • 每个进程需要一个页表，而全地址页表过于大。需要动态调整进程页表的大小
   • 层次型页表：树形，如二级页表（PD和PDE）【page directory number，page table number，page table offset】
   • hash页表
   • inverted页表
4. 内存分配和回收
   • 内存分配：分配frame，并创建页表
   • 内存回收：进程退出时，回收frame
   • 空间frame的管理：free frame list
   • 内存共享以页面为单位。

• 分段式内存管理

1. 概念：逻辑地址空间由段组成，每段的数据类型相同。如代码段，数据段，栈。段在物理上不连续。
2. 重定位
   • 逻辑地址：segment number , offset
   • segement table 保存逻辑地址到物理地址的映射。每条记录包括base，limit（offset < limit），protection bits。
   • 类似段表存储在内存，segment table base register 和 segment table length register保存段表的位置和长度。
3. 内存保护和共享
   • 以段为单位
4. 缺点：容易产生外部碎片。

• 段页式内存管理（IA-32）

1. 必须分段
   • 最大段为4GB
   • 全局段和本地段
2. 可选分页
3. 先分段，后分页

原文地址：https://www.cnblogs.com/niuxu18/p/note_os_10.html