说明：本文为个人学习笔记，内容参考王道《操作系统》网课与配套讲义，按个人理解整理总结，仅用于学习交流，如有疏漏欢迎指正。

摘要

本文整理操作系统内存管理中三类经典机制与考点：

  • 基本分页存储管理：页表、地址变换、TLB、两级页表
  • 基本分段存储管理：段表、越界检查、分段与分页对比
  • 段页式管理方式：分段 + 分页结合后的地址转换

一、基本分页存储管理

1. 概念

将内存空间分为一个个大小相等的分区，每个分区称为一个 “页框”（页框 = 页帧 = 内存块 = 物理块 = 物理页面）。

将进程的逻辑地址空间也分为与页框大小相等的一个个部分，每个部分称为 “页”/“页面”。

  • 每个页面有一个编号，称为 页号（从 0 开始）
  • 操作系统以页框为单位为进程分配内存
  • 进程的各页面与内存页框存在映射关系
  • 各页面不必连续存放，可装入不相邻页框中（离散分配）

为了知道进程的每个页面在内存中存放的位置，操作系统要为每个进程建立一张页表（通常存放在 PCB 中）：

  • 一个进程对应一个页表
  • 进程的每个页面对应一个页表项
  • 每个页表项由 “页号” 和 “块号” 组成（逻辑概念）
  • 页表记录页号与内存块号（页框号）的映射关系
  • 每个页表项的长度是一样的

1.1 每个页表项占多少字节？

页表项逻辑上分为页号和块号，但通常只有 块号（以及控制位） 真正占存储空间；页号可以隐含（类比数组下标）。

注意：页表记录的是 内存块号，而不是内存块的起始地址。
j 号内存块的起始地址 = j × 内存块大小

2. 地址转换

2.1 连续存储（对比理解）

当进程在内存中连续存储时，重定位寄存器记录进程在内存中的起始位置，则：

物理地址 = 逻辑地址 + 起始位置

2.2 分页存储下的地址转换

当使用分页存储时，若要访问逻辑地址 A：

  • 确定逻辑地址 A 对应的 页号 P
  • 查页表找到 P 号页面在内存中的起始位置（通过页框号计算）
  • 确定逻辑地址 A 的 页内偏移量 W

因此：

逻辑地址 A 对应的物理地址 = P 号页面在内存中的起始地址 + 页内偏移量 W

手算（十进制）常用公式：

  • P = A / L（取整数部分）
  • W = A % L（取余数）

其中 L 为页面大小。

当页面大小是 2 的整数幂时，硬件可直接通过二进制位切分得到页号与页内偏移，从而无需除法运算：

同样可以快速得到物理地址（拼接/计算）：

2.3 总结：页面大小刚好是 2 的整数幂有什么好处？

① 逻辑地址拆分更加迅速
若每页大小为 2^k（如 2KB），逻辑地址的低 k 位为页内偏移量，其余为页号。硬件可直接位切分，无需除法运算，从而更快。

② 物理地址计算更加迅速
页号查页表得到页框号后，将页框号与页内偏移量拼接即可形成物理地址（或用 E = b×L + W 计算）。

3. 页表寄存器（PTR）

通常系统中有一个 页表寄存器 PTR，存放：

  • 页表在内存中的起始地址 F
  • 页表长度 M

当进程未执行时，页表始址与页表长度放在 PCB 中；当进程被调度执行时，操作系统把它们放到 PTR 中。

4. 基本地址变换机构（不含 TLB）

设页面大小为 L，逻辑地址 A 到物理地址 E 的变换过程：

  1. 计算页号 P 与页内偏移量 W
  • 手算：P = A / L，W = A % L
  • 实际机器：硬件按固定地址结构快速拆分
  1. 比较页号 P 与页表长度 M
    若 P ≥ M → 越界中断，否则继续。

注意：页号从 0 开始，因此当 P = M 时也越界。

  1. 计算页表项地址并取出块号 b
    页号 P 对应页表项地址：
  • 页表项地址 = F + P × 页表项长度

取出该页表项内容 b（页框号/块号）。

区分三个概念：

  • 页表长度：页表项个数（= 进程页数）
  • 页表项长度：每个页表项占用的存储空间
  • 页面大小：每个页面/页框占用的存储空间
  1. 计算物理地址并访存
  • E = b × L + W
    用物理地址 E 访存。

4.1 例题

5. 具有快表（TLB）的地址变换机构

5.1 快表（TLB）

快表，又称 联想寄存器（TLB，Translation Lookaside Buffer），是一种访问速度比内存快很多的高速缓存（TLB 不是内存），用来存放最近访问的页表项的副本，加速地址变换。

  • 内存中的页表常称为 慢表
  • 成本高 → TLB 容量小，不能放下整张页表
  • 因此形成 “TLB（快）+ 页表（慢）” 的多级结构兼顾效率与成本

TLB 与普通 Cache 的区别

  • TLB：只保存页表项副本（地址映射）
  • Cache：可缓存指令/数据等多种内容

5.2 引入快表后的地址变换过程

  1. CPU 给出逻辑地址，硬件算得页号、页内偏移量。
  2. 页号与快表中所有页号并行比较。

  • 若快表命中：
    直接从 TLB 取出页框号，和页内偏移拼接得到物理地址，访问目标单元。
    → 仅需一次访存（访问数据/指令本身）。

  • 若快表未命中：
    需要访问内存页表取得页框号，再得到物理地址访问目标单元；并把该页表项写入 TLB（若满则替换）。
    → 需要两次访存（页表一次 + 数据一次）。

5.3 引入快表后查询速度得到提升的例子

6. 局部性原理

  • 时间局部性：执行某条指令后不久可能再次执行；访问某数据后不久可能再次访问（循环常见）。
  • 空间局部性：访问某存储单元后，其附近单元不久可能被访问（连续存放/顺序访问常见）。

7. 两级页表

7.1 单级页表存在的问题

  • 页表必须连续存放：页表很大时需要占用很多连续页框（与离散分配思想相悖）。
  • 没必要让整个页表常驻内存：进程一段时间内可能只访问少数页面。

7.2 原理

两级页表为解决单级页表内存浪费与连续空间占用过大问题而设计。

  • 第一级页表：页目录表，记录二级页表的内存块号，必须常驻内存
  • 第二级页表：页表，记录实际页面的内存块号，可按需装入

7.3 优势

  • 节约内存空间：按需装入用到的二级页表
  • 无需连续内存：二级页表分散占用不同页框，彼此无需连续
  • 支持按需置换：未访问的二级页表可换出外存，需要时再调入

7.4 细节

若采用多级页表机制，则各级页表的大小通常不应超过一个页面。

二、基本分段存储管理

1. 分段

分段系统将用户进程逻辑空间划分为大小不等的段。

逻辑地址结构：段号（段名） + 段内地址（段内偏移量）

  • 段号位数：决定每个进程最多可分多少段
  • 段内地址位数：决定每段最大长度

2. 段表

3. 地址变换机构

  1. 从逻辑地址中取出段号 S 和段内偏移 W。
  2. 判断段号是否越界：若 S ≥ 段表长度 M → 越界中断。
  3. 查段表项，得到段长 C：若 W ≥ C → 越界中断。
  4. 取段基址 b：计算物理地址 E = b + W，并访存。

4. 分页与分段的对比

  1. 单位与可见性
  • 页：信息的物理单位，提高内存利用率；分页是系统行为，对用户不可见
  • 段：信息的逻辑单位，更满足用户需求；分段对用户可见
  1. 大小
  • 页大小固定，由系统决定
  • 段长度不固定，由程序逻辑决定
  1. 地址空间维度
  • 分页地址空间一维
  • 分段必须显式给段号+偏移，地址空间二维
  1. 共享与保护
    分段更容易实现信息共享与保护。纯代码/可重入代码可共享，可修改代码通常不可共享。

三、段页式管理方式

1. 分段 & 分页结合

段页式系统中：进程地址空间先分段，每段再分页；内存仍按页框管理并以页框为单位分配。

2. 地址转换

小结

  • 分页：页表映射，离散分配，提高内存利用率
  • 分段：段表（基址+段长），逻辑清晰，便于共享保护
  • 段页式：段表 + 段内页表，兼顾逻辑性与效率