1 页式管理
1.1 分段机制存在的问题
分段，是指将程序所需要的内存空间大小的虚拟空间，通过映射机制映射到某个物理地址空间(映射的操作由硬件完成)。分段映射机制解决了之前操作系统存在的两个问题：
- 地址空间没有隔离
- 程序运行的地址不确定
不过分段方法存在一个严重的问题：内存的使用效率低。
分段的内存映射单位是整个程序；如果内存不足，被换入换出到磁盘的空间都是整个程序的所需空间，这会造成大量的磁盘访问操作，并且严重降低了运行速度.
事实上，很多时候程序运行所需要的数据只是很小的一部分，加入到内存的数据大小可能会很小，并没有必要整体的写入和写出.
分页机制解决了上面分段方法所存在的一个内存使用效率问题；其核心思想是系统为程序执行文件中的第x页分配了内存中的第y页，同时y页会添加到进程虚拟空间地址的映射表中(页表)，这样程序就可以通过映射访问到内存页y了。
1.2 分页存储的基本内容
分页的基本方法是将地址空间人为地等分成某一个固定大小的页；每一页大小由硬件来决定，或者是由操作系统来决定(如果硬件支持多种大小的页)。目前，以大小为4KB的分页是绝大多数PC操作系统的选择.
- 逻辑空间等分为页；并从0开始编号
- 内存空间等分为块，与页面大小相同；从0开始编号
- 分配内存时，以块为单位将进程中的若干个页分别装入
关于进程分页. 当我们把进程的虚拟地址空间按页来分割，常用的数据和代码会被装在到内存；暂时没用到的是数据和代码则保存在磁盘中，需要用到的时候，再从磁盘中加载到内存中即可.
这里需要了解三个概念：
- 虚拟页(VP, Virtual Page),虚拟空间中的页；
- 物理页(PP, Physical Page),物理内存中的页；
- 磁盘页(DP, Disk Page),磁盘中的页。
虚拟内存的实现需要硬件的支持，从Virtual Address到Physical Address的映射，通过一个叫MMU(Memory Mangement Unit)的部件来完成
2 分页机制支持
2.1 硬件分页支持
分页单元(paging unit)把线性地址转换成物理地址。其中的一个关键任务就是把所请求的访问类型与线性地址的访问权限相比较，如果这次内存访问是无效的，就产生一个缺页异常。
页 ： 为了更高效和更经济的管理内存，线性地址被分为以固定长度为单位的组，成为页。页内部连续的线性地址空间被映射到连续的物理地址中。这样，内核可以指定一个页的物理地址和对应的存取权限，而不用指定全部线性地址的存取权限。这里说页，同时指一组线性地址以及这组地址包含的数据
- 页框：分页单元把所有的 RAM 分成固定长度的页框(page frame)(有时叫做物理页)。每一个页框包含一个页(page)，也就是说一个页框的长度与一个页的长度一致。页框是主存的一部分，因此也是一个存储区域。区分一页和一个页框是很重要的，前者只是一个数据块，可以存放在任何页框或磁盘中。
页表：把线性地址映射到物理地址的数据结构称为页表(page table)。页表存放在主存中，并在启用分页单元之前必须由内核对页表进行适当的初始化。
2.2 常规的32bit分页
常规4KB分页，32位的线性地址被分成3个域
| Directory(目录) | Table(页表) | Offset(偏移量) |
|---|---|---|
| 最高10位 | 中间10位 | 最低12位 |
线性地址的转换分为两步完成，每一步都基于一种转换表，第一种转换表称为页目录表(page directory)，第二种转换表称为页表(page table)。
为什么需要两级呢？
目的在于减少每个进程页表所需的 RAM 的数量。如果使用简单的一级页表，将需要高达2^20 个表项来表示每个进程的页表，即时一个进程并不使用所有的地址，二级模式通过职位进程实际使用的那些虚拟内存区请求页表来减少内存容量。
每个活动的进程必须有一个页目录，但是却没有必要马上为所有进程的所有页表都分配 RAM，只有在实际需要一个页表时候才给该页表分配 RAM。
页目录项和页表项有同样的结构，每项都包含下面的字段：
| 字段 | 描述 |
|---|---|
| Present标志 | 如果被置为1，所指的页(或页表)就在主存中；如果该标志为0，则这一页不在主存中，此时这个表项剩余的位可由操作系统用于自己的目的。如果执行一个地址转换所需的页表项或页目录项中Present标志被清0，那么分页单元就把该线性地址转换所需的页表项或页目录项中Present标志被清0，那么分页单元就把该线性地址存放在控制寄存器cr2中，并产生14号异常：缺页异常。 |
| --- | 包含页框物理地址最高20位的字段。由于每一个页框有4KB的容量，它的物理地址必须是4096的倍数，因此物理地址的最低12位总为0.如果这个字段指向一个页目录，相应的页框就含有一个页表；如果它指向一个页表，相应的页框就含有一页数据 |
| Accessed标志 | 每当分页单元对相应页框进行寻址时就设置这个标志。当选中的页被交换出去时，这一标志就可以由操作系统使用。分页单元从来不重置这个标志，而是必须由操作系统去做 |
| Dirty标志 | 只应用于页表项中。每当对一个页框进行写操作时就设置这个标志。与Accessed标志一样，当选中的页被交换出去时，这一标志就可以由操作系统使用。分页单元从来不重置这个标志，而是必须由操作系统去做。 |
| Read/Write标志 | 含有页或页表的存取权限(Read/Write或Read)。 |
| User/Supervisor标志 | 含有访问页或页表所需的特权级。 |
| PCD和PWT标志 | 控制硬件高速缓存处理页或页表的方式。 |
| Page Size标志 | 只应用于页目录项。如果设置为1，则页目录项指的是2MB或4MB页框。 |
| Global标志 | 只应用于页表项。这个标志是在Pentium Pro中引入的，用来防止常用页从TLB高速缓存中刷新出去。只有在cr4寄存器的页全局启用(Page Global Enable, PGE)标志置位时这个标志才起作用。 |
正在使用的页目录的物理地址存放在控制寄存器CR3中。
了解了以上结构之后，我们看看如何从线性地址转换到物理地址的 :
- 线性地址中的 Directory 字段决定页目录中的目录项，目录项指向适当的页表
- 线性地址中的 Table 字段又决定页表的页表项，页表项含有页所在页框的物理地址
- 线性地址中的 Offset 地段决定了页框内的相对位置，由于 offset 为 12 为，所以一页含有 4096 字节的数据
Directory字段和Table字段都是10位长，因此页目录和页表都可以多达1024项。那么一个页目录可以寻址到高达
1024*1024*4096=232个存储单元，这和32位地址所期望的一样。
2.3 物理地址扩展(PAE)分页机制和扩展分页(PSE)
处理器所支持的RAM容易受到连接到地址总线上的地址管脚树限制. 早期Intel处理器从80386到Pentium使用32位物理地址.
从理论上讲, 这样的系统可以使用高达2^32=4GB的RAM, 而实际上, 由于用户进程现行地址空间的需要, 4GB的虚拟地址按照1:3的比例划分给内核虚拟地址空间和进程虚拟地址空间. 则内核只能直接对1GB的线性