分页存储管理

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逻辑地址与物理地址

• 逻辑地址（Logical Address），也称虚拟地址，是程序在编译后生成的地址，它是相对于程序开始位置的偏移地址。
• 每个编译生成的目标模块中的指令和数据，都是从 0 单元开始编号，这就形成了所谓的逻辑地址空间。

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• 物理地址（Physical Address）是程序最终被加载到内存后，在真实内存空间中的地址位置。
• 操作系统会决定程序被装入内存的实际起始位置，因此物理地址并不总是从 0 开始。

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逻辑地址 → 通过装入时的基址 → 转换为物理地址。

物理地址 = 逻辑地址 + 装入基址

一个例子

• 一个程序被编译成目标模块后，其中某条指令的逻辑地址是 95。

• 链接后形成完整的装入模块，被操作系统加载到内存地址 100。

• 则该指令的物理地址为：

物理地址 = 95（逻辑地址）+ 100（装入基址） = 195

基本分页存储原理

连续分配的局限性

1. 单一连续分配
2. 固定分区分配
3. 动态分区分配

存在的问题：

• 外部碎片：内存中有足够的空闲空间，但因不连续而无法满足大块申请。
• 内部碎片：为进程分配的内存比其实际需求多，造成浪费。

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分页存储管理

核心思想：

将内存和进程都划分为固定大小的块，使二者可以一一对应，实现非连续分配，消除外部碎片。

分块方式：

对象	块名	英文术语	特点
进程	页（Page）	Page	大小固定，通常为 2 的整数次幂
内存	页框	Page Frame	又称页帧 / 物理块，大小等于页大小
外存	盘块	Block	在分页管理中通常不涉及直接映射

分页管理的优点

1. 避免外部碎片
   • 各页可以分散在不同内存块中，不要求连续，天然解决外部碎片问题。
2. 内部碎片极小
   • 最多只有最后一页未满，可能会浪费一点空间，称为页内碎片（业内碎片）。
3. 支持动态内存分配
   • 页与页框一一映射，进程调入时无需全部就绪（支持请求分页）。

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逻辑地址结构

如果希望访问逻辑地址 x = 58

1. 确定它来自哪个页面 (页号)
2. 确定它在该页面中的地址 (页内偏移量)
3. 确定所在页面在内存中的起始地址

x 对应的物理地址 = 所在页面在内存中的起始地址 + 页内偏移量

假设在 32 位环境下，虚拟地址空间共有 4GB(2^32)，假设一个页的大小是 4KB (2^12)，那么就需要大约 100 万 (2^20) 个页，每个「页表项」需要 4 个字节大小来存储，那么整个 4GB 空间的映射就需要 4MB 的内存来存储页表。

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页表

为了方便在内存中找到进程的每个页面对应的页框，OS 为每个进程建立一张页表，放在内存中。

页号 <=> 页框号

1. 页表：系统为每个进程建立的页面映像表，即上图中一整块部分。
2. 页表项：页表的其中一项，即上图中一整块部分的其中一行（如：页号为 0且物理块号为 2的整体为一个页表项）。
3. 页表项大小：上图中一整块部分的其中一行所占大小。
4. 页表长度：指页表项的个数，即上图中一共有几行，有几行页表长度就为多少。

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基本地址变换机构

在系统中通常设置一个页表寄存器 (PTR)，存放页表在内存的起始地址 F 和页表长度 M。进程未执行时，页表的始址和页表长度存放在本进程的 PCB 中，当进程被调度执行时，才将页表始址和页表长度装入页表寄存器中。

设页面大小为 L，逻辑地址 A 到物理地址 E 的变换过程如下：

1. 计算页号 P (P = A / L) 和页内偏移量 W (W = A % L)
2. 比较页号 P 和页表长度 M，若 P >= M (页号从 0 开始)，则产生越界中断，否则继续执行
3. 页表中页号 P 对应的页表地址 = 页表始址 F + 页号 P * 页表项长度，取出该页表项内容 b，即为物理块号。注意区分页表长度和页表项长度。页表长度是指一共有多少页，页表项长度是指页地址占多大的存储空间。
4. 计算 E = b * L + W，用得到的物理地址 E 去访问内存。

如果内存块号，页面偏移量是二进制表示的，那么将它们拼接起来就可以得到物理地址。

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例题：若页面大小 L 为 1k 字节，页号 2 对应的内存块号 b=8，将逻辑地址 A=2500 转换为物理地址 E

答：

P = A / L = 2500 / 1024 = 2
W = A % L = 2500 % 1024 = 452
E = 8 * 1024 + 452 = 8644