Windows 内存管理方法(三)

一个逻辑地址由两部分组成，段标识符：段内偏移量，。段标识符是由一个16位长的字段组成，称为段选择符。其中前13位是一个索引号，后面3位包含一些硬件细节：

最后两位涉及权限检查

索引号——直接可以理解成数组下标，它是“段描述符”的索引，段描述符具体地址描述了一个段，这样，可以通过段标识符的前13位，直接在段描述符表中找到一个具体的段描述符，这个描述符就代表了一个段的描述，每一个段描述符由8个字节组成：

 

上面的描述符虽然很复杂，但是我们需要利用一个数据结构来定义它，不过，在这里只需要关心Base字段，它描述了一个段开始位置的线性地址。

Intel设计的本意是，一些全局的段描述符，就放在“全局段描述表（GDT）”中，一些局部的，例如每个进程自己的，就放在所谓的“局部段描述表（LDT）”中，在段选择符的T1字段中=0，表示用GDT，=1，表示用LDT。

GDT在内存中的地址和大小存放在CPU的gdtr控制寄存器中，而LDT则在ldtr寄存器中。如下可看出：

 

首先，给定一个完整的逻辑地址[段选择符：段偏移地址]

1.       看段选择符的T1=0还是1，知道当前要转换的是GDT中的段，还是LDT中的段，再根据相应的寄存器，得到其地址和大小，我们就有一个数组了。

2.       拿出段选择符中的前13位，可以在这个数组中，找到对应的段描述符，这样，它的base，即基地址就知道了。

3.       把Base+offset，就是要转换的线性地址了。

 

 

CPU页式内存管理

CPU的页式内存管理单元，负责把一个线性地址，最终翻译为一个物理地址。从管理和效率的角度出发，线性地址被分为以固定长度为单位的组，成为页（page），例如一个32位的机器，线性地址最大可为4G，可以用4KB位一个页来划分，这个页，作为一个线性地址就被划分为一个total_page[2^20]的大数组，共有2的20个次方个页，这个大数组我们称之为页目录。目录中的每一个目录项，就是一个地址一一对应的页的地址。

另一类“页“，我们称之为物理页，或者是页框,是分页段元把所有的物理内存也划分为固定长度的管理单位，它的长度一般与内存页是一一对应的。

这里注意到，total_page数组有2^20个成员，每个成员是一个地址（32位机，一个地址也就是4字节），那么要单单表示这么一个数组，就要占去4MB的内存空间，为了节省空间，引入了一个二级管理模式的机器来组织分页单元：

 

如上图：

1.       分页单元中，页目录是唯一的，它的地址放在CPU的cr3就成年期中，是进行地址转换的开始点；

2.       每一个活动的进程，因为都有其独立对应的虚拟内存（页目录也是唯一的），那么它也对应了而一个独立的页目录地址。（运行一个进程，需要将它的页目录地址放到cr3寄存器中，将别的进程的地址保存）；

3.       每一个32位的线性地址被划分为三部分，面目录索引（10位）：页表索引（10位）：偏移（12位）。依据以下的步骤进行转换：

1） 从cr3中取出进程的页目录地址（操作系统负责在调度进程的时候，把这个地址装入对应寄存器）；

2） 根据线性地址前十位，在数组中，找到对应的索引项，因为引入了二级管理模式，页目录中的项，不再是页的地址，而是一个页表的地址。（又引入了一个数组），页的地址被放到页表中去了。

3） 根据线性地址的中间十位，在页表（也是数组）中找到页的起始地址；

4） 将页的起始地址与线性地址中最后12位相加，得到最终我们想要的内存块

 

 

页置换算法（主要是查看是否缺页或者调度）

                 

Win32通过一个两层的表结构来实现地址映射，因为每个进程都拥有私有的4G的虚拟内存空间，相应的，每个进程都有自己的层次表结构来实现其地址映射。

      第一层称为页目录，实际就是一个内存页，Win32的内存页有4KB大小，这个内存页以4个字节分为1024项，每一项称为“页目录项”(PDE)；
      第二层称为页表，这一层共有1024个页表，页表结构与页目录相似，每个页表也都是一个内存页，这个内存页以4KB的大小被分为1024项，页表的每一项被称为页表项（PTE），易知共有1024×1024个页表项。每一个页表项对应一个物理内存中的某一个“内存页”，即共有1024×1024个物理内存页，每个物理内存页为4KB，这样就可以索引到4G大小的虚拟物理内存。
如下图所示(注下图中的页目录项和页表项的大小应该是4个字节，而不是4kB)：

 

      Win32提供了4GB大小的虚拟地址空间。因此每个虚拟地址都是一个32位的整数值，也就是我们平时所说的指针，即指针的大小为4B。它由三部分组成，如下图：

 

      这三个部分的第一部分，即前10位为页目录下标，用来寻址页目录项，页目录项刚好1024个。找到页目录项后，找对页目录项对应的的页表。第二部分则是用来在页表内寻址，用来找到页表项，共有1024个页表项，通过页表项找到物理内存页。第三部分用来在物理内存页中找到对应的字节，一个页的大小是4KB，12位刚好可以满足寻址要求。

具体的例子：
假设一个线程正在访问一个指针（Win32的指针指的就是虚拟地址）指向的数据，此指针指为0x2A8E317F,下图表示了这一个过程:

 

0x2A8E317F的二进制写法为0010101010_0011100011_000101111111，为了方便我们把它分为三个部分。
首先按照0010101010寻址，找到页目录项。因为一个页目录项为4KB，那么先将0010101010左移两位，001010101000（0x2A8），用此下标找到页目录项，然后根据此页目录项定位到下一层的某个页表。

然后按照0011100011寻址，在上一步找到页表中寻找页表项。寻址方法与上述方法类似。找到页表项后，就可以找到对应的物理内存页。
最后按照000101111111寻址，寻找页内偏移。
      上面的假设的是此数据已在物理内存中，其实判断访问的数据是否在内存中也是在地址映射过程中完成的。Win32系统总是假设数据已在物理内存中，并进行地址映射。页表项中有一位标志位，用来标识包含此数据的页是否在物理内存中，如果在的话，就直接做地址映射，否则，抛出缺页中断，此时页表项也可标识包含此数据的页是否在调页文件中（外存），如果不在则访问违例，程序将会退出，如果在，页表项会查出此数据页在哪个调页文件中，然后将此数据页调入物理内存，再继续进行地址映射。为了实现每个进程拥有私有4G的虚拟地址空间，也就是说每个进程都拥有自己的页目录和页表结构，对不同进程而言，即使是相同的指针（虚拟地址）被不同的进程映射到的物理地址也是不同的，这也意味着在进程之间传递指针是没有意义的。

 

 

 

 

段页存储管理

产生原因

分页式：等分内存，但是需要仔细设计页面的大小，灵活性很低

分段式：支持了用户内存观点，反映了程序结构，但是粒度一般很大，碎片问题很明显

段页式存储管理优点：

对于用户来讲，按照段的逻辑划分程序

对于系统来讲，按页划分每一段

逻辑地址

                   

管理

段表——记录了每一段的页表开始地址和页表长度；

页表——记录了逻辑页号与内存块号的对应关系，每一段有一个，一个程序可能有多个页表

空块管理：同页式管理

分配：同页式管理

硬件支持

1）  段表始址寄存器

2）  段表长度寄存器

3）  相联存储器（快表）