分段机制的原理

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分段机制下的虚拟地址由两部分组成

  • 段选择子. 段寄存器中
  • 段内偏移量。

段表:

  • 基地址
  • 段的界限
  • 特权等级

段基地址加上段内偏移量得到物理内存地址:
**
例如，我们将上面的虚拟空间分成以下 4 个段，用 0～3 来编号。每个段在段表中有一个项，在物理空间中，段的排列如下图的右边所示。

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在 Linux 里面，段表全称段描述符表（segment descriptors），放在全局描述符表 GDT（Global Descriptor Table）里面，

  • 一个段表项由段基地址 base、段界限 limit，还有一些标识符组成。
  • 选择子指向段表中的一项

其实 Linux 倾向于另外一种从虚拟地址到物理地址的转换方式，称为分页（Paging）。

对于物理内存，操作系统把它分成一块一块大小相同的页，这样更方便管理，例如有的内存页面长时间不用了，可以暂时写到硬盘上，称为换出。一旦需要的时候，再加载进来，叫做换入。这样可以扩大可用物理内存的大小，提高物理内存的利用率。

这个换入和换出都是以页为单位的。页面的大小一般为 4KB。为了能够定位和访问每个页，需要有个页表，保存每个页的起始地址，再加上在页内的偏移量，组成线性地址，就能对于内存中的每个位置进行访问了。

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虚拟地址分为两部分:

  • 页号
  • 页内偏移

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32 位环境下，虚拟地址空间共 4GB。如果分成 4KB 一个页，那就是 1M 个页。每个页表项需要 4 个字节来存储，那么整个 4GB 空间的映射就需要 4MB 的内存来存储映射表。如果每个进程都有自己的映射表，100 个进程就需要 400MB 的内存。对于内核来讲，有点大了 。

按照上面的计算, 一个进程需要 4MB 内存存储页表.

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4MB+4KB 的内存

对页表再划分的理由 (实现可以不连续? 利用数组的随机访问?):

  • 页表中所有页表项必须提前建好，并且要求是连续的。如果不连续，就没有办法通过虚拟地址里面的页号找到对应的页表项了。

一些计算:

  • 4GB 内存中, 4KB 为一页时有 1M 个页映射关系 (页表)
  • 存储页映射 (页号 - > 物理地址) 需要 1M * 4B = 4MB
  • 再次将页表进行划分, 建立页表目录
    • 将 4MB 中每 4KB 存储到一页, 需要 1K 个页
    • 每个页表目录项需要 4B, 总共需要 1K * 4B = 4KB

对页表再划分的理由 (根本解释, 不用完全分配 4MB 的页表, 只完全分配 4KB 的页表目录):

我们假设只给这个进程分配了一个数据页。如果只使用页表，也需要完整的 1M 个页表项共 4M 的内存，但是如果使用了页目录，页目录需要 1K 个全部分配，占用内存 4K，但是里面只有一项使用了。到了页表项，只需要分配能够管理那个数据页的页表项页就可以了，也就是说，最多 4K，这样内存就节省多了。

当然对于 64 位的系统，两级肯定不够了，就变成了四级目录，分别是:

  • 全局页目录项 PGD（Page Global Directory）
  • 上层页目录项 PUD（Page Upper Directory）
  • 中间页目录项 PMD（Page Middle Directory）
  • 页表项 PTE（Page Table Entry）

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总结

我们可以把内存管理系统精细化为下面三件事情：

  • 第一，虚拟内存空间的管理，将虚拟内存分成大小相等的页；
  • 第二，物理内存的管理，将物理内存分成大小相等的页；
  • 第三，内存映射，将虚拟内存页和物理内存页映射起来，并且在内存紧张的时候可以换出到硬盘中。

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