产生背景：不管是固定分区还是动态分区，都会有一个现象级影响，内存利用率不高。固定分区会产生较大的内部碎片，而动态分区会产生很多的外部碎片（内存被一直分区，导致有很多分区，若有一个大一点的进程进入内存，是进不来的），这些内存碎片都利用不起来。

---

非连续内存分配

定义：进程运行时在内存中的地址空间可以是离散的，一块一块的。

    

---

1-1 基本分页存储管理方式

          1-1-1 什么是页

 页就是内存分配的基本单元。

整个内存按照固定大小去分区，每个分区就是一个页。

说白了就是固定分区。一般为4K。

没有了外部碎片，即使有内部碎片，但是很小，可以接受。

          1-1-2 什么是页表（慢表）

进程中的是逻辑地址，而内存中的是物理地址。

页实现了物理地址的分配，接下来我们要将逻辑地址分配，从而更好地关联，映射起来。

所以，逻辑地址地分页地大小也是4K，即和物理地址的页相同。

利用页表来记录此进程分了多少页，然后在和物理地址的页对应上。

页表是一种数据结构，存放在进程PCB中。

页表是一个一维数组，因为页号和数组下标索引刚好对应上。

页表不能太大，会降低内存利用率。

页表归根结底也是在内存中，准确地来说是在PCB中，那么CPU也需要一个组件来告诉它页表在哪里。由于就有了页表寄存器，它不存储页表，只存储页表地起始地址和页表长度。

 

          1-1-3 地址变换机构

页表实现了逻辑地址和物理地址的映射关系，但这还远远不够，需要地址变换机构得到真正的物理地址（即那一串二进制数字），此动作非常频繁，需要足够快的速度，所以交给硬件去完成。

每次访问内存都需要进行地址转换。

      

        A % 4K = A & (4K-1)

          1-1-3 快表（缓冲思想）

根据页号找到块号，即访问页表，是一次访存。计算出物理地址后，还要去进行数据访存。光要读取这个数据，我就已经访问了两次内存了。性能不太好。

可以将页表放入到高速缓存中。

流程即：当一个进程要对一个数据进行操作时，不去内存中的慢表去看，而是先去高速缓存中的快表去看，如果匹配成功，那么进行访存。 <-------->  一次访存。

若快表中没有，那么回慢表中找，同时将此条记录同步到快表。（局部性原理）

但是你这样有点多此一举，相当于访问了两次页表，所以OS有一个优化的动作，会让访问快表和访问慢表并行，看看快表是否命中。

快表是二维表，因为它的页号不连续。

 

          1-1-4 两级页表（索引思想）

聊聊为什么会有两级页表甚至是多级页表，我们以32位机为例。

一个页表最多占多少内存取决于我们存储多少个页号。在逻辑地址中前20为用作页号。

2的20次方就是1024×1024，然后在×4个字节，所以每个页表最大为4MB，这个大页表放在内存中显示很不好，太大了，占用了大量的连续空间，而且程序是动态装入的，我一段时间只需要访问某一部分页表，没必要把整个页表加载进来。而一个一个页表所映射的内存大小为 1024×1024×4K ，即4GB。

所以就产生了多级页表，我按照1024个页号进行划分，存入内存中刚好就是4KB，而且二级页表也是4KB，与我的页框大小完美吻合，这可能就是设计者的初衷。这样我的二级页表是实现了离散存储，建立了一个索引目录进行管理。

比如，我要取数据。在页表寄存器中找到了一级页表的地址，然后进行位运算得到一级页号，然后得到二级页表的存放位置，然后在进行位运算得到实际地址的块号，然后在加上偏移地址就找到了。

下图为逻辑地址表

---

 

 

 

---

        1-2 基本分段存储管理方式

            1-2-1 什么是分段

将用户进程进行段式管理，因为每一个都是4K，页太多了，不利于管理。而且用户进程是模块化的，不一定就是4K。还是一句话，按照需求，按照模块化进行分段。

编译器帮我们分段。

段表是二维空间。

段表的起始地址和长度在寄存器中，即段表寄存器。实际的数据放在内存中。

---

 

        1-3 段页式管理方式

将用户进程进行逻辑分段，将内存进行物理分页。

首先从段表寄存器中得到段表的起始位置，即去内存中寻找，利用位运算得到段号，然后得到相应的页表和长度。这里有一个对应关系，一个段表项即一个模块，对应着至少一个页框，所以一个段表项对应着一个页表，整个页表你需要段表项的块号去找，得到页表后，利用位运算得到页号，然后再得到了块号，然后与偏移地址结合得到物理地址。