页式管理
为什么要用页式管理
连续分配要求给进程找一整块连续内存,容易产生外部碎片,而且进程搬动困难。
页式管理把进程的逻辑地址空间切成大小相等的页,把内存物理空间切成大小相等的页框或页帧,装入时不要求连续,只要把若干页分别放进若干空闲页框即可。
它的核心目标是:
- 离散分配:进程各部分可以分散装入不同物理位置
- 减少外部碎片:不再要求大块连续空间
- 便于虚拟内存实现:按页换入换出更加方便
基本概念
- 页(Page):进程逻辑地址空间被划分出的固定大小块
- 页框(Page Frame):内存物理空间被划分出的固定大小块
- 页号:逻辑地址中用来标识第几页的部分
- 页内偏移量:逻辑地址中页内第几个字节的位置
页和页框大小必须相同,这样某一页装入任何一个页框后,页内地址对应关系都不变。
页表
页式管理中,进程看到的是连续的逻辑地址,但实际物理内存可能是离散的,所以操作系统需要建立一张页表来记录映射关系。
页表的作用就是:
记录进程逻辑页号 → 物理页框号的对应关系
页表一般按进程建立,每个进程有自己独立的页表。页表中的一个表项通常至少包含:
| 字段 | 作用 |
|---|---|
| 页框号 | 该逻辑页对应的物理页框号 |
| 有效位 | 该页是否已装入内存（为 0 时触发缺页中断） |
| 保护位 | 读写执行权限 |
| 访问位 | 该页近期是否被访问过（置换判断依据） |
| 修改位（脏位） | 该页是否被写入过（换出时决定是否回写磁盘） |
地址变换方法
CPU给出的通常是逻辑地址,在页式管理中,逻辑地址可以拆成两部分:
- 页号P
- 页内偏移量W
假设页面大小为 ,则:
其中 是逻辑地址。
地址变换过程如下:
- CPU给出逻辑地址,先拆出页号P和页内偏移量W
- 用页号P去查页表,找到对应的物理页框号F
- 把物理页框号F和页内偏移量W拼接起来,得到物理地址
如果按字节编址,物理地址可写成:
这里可以看出,页内偏移量不变,变化的是页号对应的页框号。 所以很多教材会把页式管理的地址变换总结成一句话:
页内地址不变,页号通过查页表变换为页框号
查找页表是由硬件实现的。 CPU 内部有一个部件叫 MMU（Memory Management Unit，内存管理单元），它负责自动完成「逻辑地址 → 物理地址」的转换。操作系统只负责维护页表内容（建立映射、更新标志位等），真正每次访存时查页表、拼地址的动作，是 MMU 硬件自动做的，不需要软件介入。
TLB（快表与慢表）
TLB 即 Translation Lookaside Buffer，中文常译为快表、地址变换旁路缓存。
每次访存都要先查页表，页表本身也在内存中——这意味着一次逻辑地址访问可能变成两次物理内存访问（查页表 + 真正访存）。TLB 是 MMU 内部的高速硬件缓存，专门缓存最近用过的页表项。
| 快表（TLB） | 慢表（页表） | |
|---|---|---|
| 位置 | CPU/MMU 内部 | 内存中 |
| 容量 | 很小（几十到几百项） | 很大 |
| 速度 | 极快 | 慢（一次内存访问） |
地址变换流程：
1. 先根据页号查 TLB
2. 命中 → 直接得到页框号 → 省掉一次内存访问
3. 未命中 → 查内存中的页表 → 得到页框号 → 更新 TLB
两级页表
当进程逻辑地址空间很大时,如果每个进程都维护一张完整的大页表,页表本身会占用很多内存。
例如32位系统中,如果页面较小,一个进程可能需要非常多的页表项,即使很多页根本没有使用,对应页表项也得预留出来,造成浪费。
因此引入多级页表,最常见的就是两级页表。
两级页表的基本思想是:
把原来的一张大页表再分页,先查外层页表,再查内层页表
