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  • 分页系统中地址映射过程
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    2021-08-11 09:26:45

    1.简单说明一下虚拟内存?

            在程序装入的时候,可以将程序中很快会用到的部分先装入内存,暂时用不到的部分放在外存,就可以让程序开始执行。

            在程序执行过程中,如果需要用到的信息不在内存中,由操作系统负责将所需信息从外村调入内存,然后继续执行程序。

            若内存空间不够,由操作系统负责将内存中暂存用不到的信息换出到外存。

            在操作系统的管理下,会让用户感觉自己的内存空间很大,这就是虚拟内存。

            虚拟内存是操作性虚拟性的一个体现,它只是在逻辑上对内存进行了填充。

            虚拟内存的三个特性:

    (1)多次性。无需在作业运行时一次性全部装入内存,允许多次被调用。

    (2)对换性。在作业运行时,无需一直常驻内存,而是允许在作业运行时将作业换入换出。

    (3)虚拟性。从逻辑上进行了内存填充。

    2.地址映射:

            操作系统会提供一种机制,将不同进程的虚拟地址和内存中的物理地址映射起来。

             两种地址:我们程序所使用的地址空间是虚拟内存地址;

                                实际存在硬件里面的空间地址叫做物理内存地址。

    操作系统是如何管理虚拟地址与物理地址之间的关系的?

      (1)内存分段:

            程序由若干个逻辑分段组成,如代码段,栈段等,每个段有不同的属性,因此可以采用内存分段。

            分段机制下的虚拟地址由两部分组成:段号(其实还有其他,不用知道)和段内偏移量。因此虚拟地址是通过段表与物理地址进行映射的。

            优点:段内都是连续的内存空间

            缺点:内存碎片(需要连续的内存空间)+内存交换效率低(解决内存碎片问题,需要内存交换,如果需要交换的空间过大,效率低下)。

      (2)内存分页:

            分页将虚拟和物理内存空间切成很多固定大小的尺寸。这个尺寸我们称为页。

            分页机制下的虚拟地址由两部分组成:页号和页内偏移量,虚拟地址是通过页表与物理地址进行映射的。

            优点:解决了分段内存碎片和内存交换效率低的问题。

            缺点:需要很大的空间来存储页表。

    (3)多级分页:

            多级分页为了解决单级分页带来的弊端。

            主要是通过多个页表来实现虚拟地址和物理地址的映射。

            缺点:需要多级查找,时间开销大。

    (4)段页式内存管理:

           将程序 先分段,再段内分页。

            这种机制下虚拟地址由段号、段内页号和页内偏移量三部分组成,虚拟地址是通过段表和段页表与物理地址进行映射的。

         

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  • 分段分页机制&虚拟地址映射过程

    千次阅读 2019-09-09 10:12:16
    虚拟地址映射过程 分页系统初始化时,类似于大小相等的固定分区,会将内存划分为很小的区块,称作页,而操作系统会为每一个进程分别维护一个页表,则进程根据这个页表可以实现加载到内存上页的不连续。 分段:...

    分段分页机制&虚拟地址映射过程

    分页:系统初始化时,类似于大小相等的固定分区,会将内存划分为很小的区块,称作页,而操作系统会为每一个进程分别维护一个页表,则进程根据这个页表可以实现加载到内存上页的不连续。

    分段:加载进程时,将进程根据段加载,一个进程可以被分为多个段,操作系统会为每个进程维护一个段表,则加载的进程可以根据这个段表在虚拟内存上不连续的占据多个段。

     

    MMU:内存管理单元,可以将逻辑地址映射为物理地址,即进行地址转换。

    转换过程:先通过分段机制将一个逻辑地址转换为线性地址再通过分页机制将线性地址转换为物理地址。

     

    分段机制的实现:

    分段机制可以将虚拟地址转换为线性地址

    段是虚拟地址空间的基本单位,所以仅仅靠一个段寄存器DS来确定一个基地址是远远不够的,至少还得描述段的长度,以及一些权限信息,所以这里有一个结构体,这个段描述符结构体包括三个方面的信息:

    1. 段的基地址:在线性地址空间中段的起始位置
    2. 段的大小:段内可以使用的最大偏移量
    3. 段的权限:段的一些保护属性,例如段是否可以读或者写。

    上面的结构体可以叫做段描述符,多个段描述符组成的表叫做段描述符表

     

    其中DS是16位数据段寄存器,其中前13位表示段描述符表的下标,共有2^13(8192)个段描述符,其中12个系统默认使用,所以用户只有8180个,剩下3位,第一位表示这个段描述符表是全局的还是局部的,如果为0表示为GDTR(全局段描述符表),为1表示为LDTR(局部段描述符表),第二位和第三位结合起来表示权限,00表示最高权限,11表示最低权限。

     

    一个虚拟地址可以通过“段基地址+偏移量”的方式转换为线性地址,但是,由于绝大多数硬件平台都不支持段机制,只支持分页机制,所以为了让 Linux 具有更好的可移植性,我们需要去掉段机制而只使用分页机制。

    但是软件都遵循着向前兼容的特点,所以段机制还得保留着,所以linux设计让段的基地址直接为0,让偏移量直接等于线性地址,而且偏移量还规定着小于4G,这刚好是线性地址空间的大小,也就是说让虚拟地址直接映射到线性地址,巧妙的将段机制问题处理了。

     

    分页机制的实现:

    分页机制将线性地址再转换为物理地址

    分页机制由CR0寄存器中的PG位启用当PG=1,启动分页机制,通过二级页面映射将线性地址转换为物理地址,当PG=0,禁止分页机制,则直接将线性地址当作物理地址使用。

    分页机制管理的对象是固定大小的存储块,称之为“页”,分页机制把整个线性地址空间及整个物理地址空间都看成由页组成,在线性地址空间中的任何一页,可以映射为物理地址空间中的任何一页(我们把物理空间中的一页叫做一个页面)

     

    二级页表结构:

    两级表结构的第一级称作页目录,存储在一个4k大小的页面中,CR3寄存器指向页目录的起始位置,页目录表共2^10(1024)个表项,每个表项4个字节,并指向第二级表也叫做页表,也刚好存储在一个4k大小的页面中,包含2^10(1024)个表项,每个表项包含一个页的物理基地址。

    我们通过这样的方式,将线性地址的前10位来产生第一级表的索引,再通过线性地址的中10位来产生第二级表的索引。

    通俗的讲就是通过线性地址的前10位确定在哪一个页目录上,再通过中10位确定是这个页目录中的具体哪一张页,再通过后12位确定其在这张表中的偏移,刚好2^12等于4K,也就是一张页的大小。

     

    从这里我们可以算一算,页目录中有1024个页目录项,每个页目录项中又有1024个页,也就是说有1024*1024 = 1M的页,也就是内存大概可以划分100W左右数量的页,其中每个页大小为4K,所以虚拟内存空间大小正好为1M*4K = 4G

     

    页面高级缓存机制:

    由于在分页情况下,每次存储器访问都要经过两级页表映射,这就大大降低了访问速度。所以,为了提高速度,就出现了最近存取页面的高速缓存机制,它自动保存32项处理器最近访问的页面地址,因此,可以覆盖128K字节的存储器地址。当进行存储器访问时,先检查要访问的页面是否在高速缓存中,如果在,就不必经过两级访问了,如果不在,再进行两级访问。平均来说,页面高速缓存大约有98%的命中率,也就是说每次访问存储器时,只有2%的情况必须访问两级分页机构。这就大大加快了速度。

     

    扩展分页:

    从奔腾处理器开始,Intel处理器引进了扩展分页,它允许页的大小为4MB。
    在扩展分页的情况下,分页机制把32位线性地址分成两个域:最高10位的目录域和其余22位的偏移量。

     

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  • 文章目录分页分段段页Linux内存管理 分页 分段 段页 Linux内存管理


    Linux 内存管理 | 物理内存管理:内存碎片、伙伴系统、slab分配器
    Linux 内存管理 | 虚拟内存管理:虚拟内存空间、虚拟内存分配

    在前两篇博客中,我介绍了虚拟内存与物理内存的管理方式,那么对于操作系统来说,它是如何管理它们两个之间的关系的呢?如何进行地址的映射呢?

    在早期的计算机中,程序是直接运行在物理内存上的,所以其通常都会面临以下几种问题

    1. 地址空间不隔离
    2. 内存使用效率低
    3. 程序运行的地址不确定

    为了解决这些问题,我们又引入了虚拟内存这个概念,但是虚拟内存是如何解决这个问题的呢?它与物理内存又是如何进行映射的呢?这就是本篇博客所要讲的内容。

    对于操作系统来说,通常解决这个问题的方式有三种,一种是内存分页,另一种是内存分段,以及两者相结合的段页式


    分段

    在最开始时,人们采用的是分段的方法,为了简化地址管理,所以将虚拟内存空间中的虚拟内存按照其逻辑划分为代码段、数据段、堆段、栈段几部分
    在这里插入图片描述
    通过段寄存器中的段表,来将虚拟地址与物理地址进行映射。段表中存储了每一个逻辑段的段号对应的物理内存的起始地址
    在这里插入图片描述
    对于每一个在虚拟内存中存储的数据,其虚拟地址都以其所在的段号以及段内偏移组成。

    因此虚拟地址与物理地址的转换方式如下

    1. 根据虚拟地址中的段号查询段表
    2. 根据段表查询到对应的段的物理内存起始地址
    3. 物理内存起始地址加上段内偏移,即为其对应的物理地址

    在这里插入图片描述
    如上图,例如变量A段号为2,段内偏移为500。首先根据段号查询段表,得知物理内存起始地址位于3000的位置,接着找到对应的起始地址,加上段内偏移500,此时3500的位置即为其对应的物理地址。

    通过分段的方式,我们解决了上面所说的问题1和问题3,但是对于内存的使用效率,分段仍然存在以下两个问题

    1. 内存碎片
    2. 内存交换的效率低

    为什么会存在内存碎片的问题呢?

    在上面的讲解中可以看出,在分段存储中,一个段内可能保存有多个变量,而这些变量都是从同一个物理地址起始位置开始偏移。因此在物理内存中,同一个段中的数据使用了连续的地址空间

    例如我们有1G的物理内存,倘若我们运行了512M的程序A,接着运行了128M的程序B,128M的程序C。剩余内存为256M
    在这里插入图片描述
    倘若我们此时结束程序B,释放内存,此时总剩余空间为384M
    在这里插入图片描述
    倘若我们此时需要运行300M的进程D,但是这时候就会因为剩余空间不连续,导致我们的程序无法运行,这也就是我们常说的内存外碎片问题。

    那么如何解决这个问题呢?这就会使用到内存交换。例如上面那种情况,我们就会将程序C写入硬盘的SWAP分区(交换分区,用于内存和硬盘的空间交换)。紧接着再将其从硬盘中读取回来,让其紧挨着程序A的那块内存,这样就能保证后面的空闲内存都是连续的了。
    在这里插入图片描述

    为什么内存交换的效率低呢?

    由于分段对物理内存的映射是以程序为单位,按照其逻辑进行分段映射,如果我们的内存不足,那么被换入换出到硬盘中的都是整个程序,这样就必然会造成大量的磁盘访问操作,总所周知,磁盘IO的速度特别慢,因此就会严重影响我们的访问速度。

    根据程序的局部性原理,当一个程序在运行时,在某个时间段内,它只是频繁地用到了一小部分数据,也就是说程序中的很多数据其实在一个时间段内都是不会被用到的。

    而我们分段的最大问题就在于其以程序为单位进行映射,因此我们只需要使用更小粒度的存储单位,就可以解决这个问题,大大的提升内存的使用率。因此在后续的设计中,就以作为基本单位,这也就是分页机制的由来


    分页

    分页就是将内存空间人为地划分成固定大小的页,每一页地大小由硬件决定,在Linux中,一页是4KB

    与段表类似,虚拟地址与物理地址的映射是通过MMU(内存管理单元)中的页表来完成的。
    在这里插入图片描述
    页表中不仅保存了页号,物理内存地址,还保留了该物理页的访问权限,用以实现对页的访问控制

    在分页机制下,虚拟地址由页号以及页内偏移组成

    因此在分页机制下,虚拟地址与物理地址的转换方式如下

    1. 根据虚拟地址中的页号查询页表
    2. 根据页表查询到对应的页的物理内存起始地址
    3. 物理内存起始地址加上页内偏移,即为其对应的物理地址

    如下图
    在这里插入图片描述
    当进程需要访问物理地址时,此时CPU就会通过MMU中的页表,来找到对应的物理地址。

    讲了这么多,再次回到之前的问题,分页是如何解决分段的内存利用率低的问题的呢?

    主要就是依靠以下两方面来完成的

    1、使用更低粒度的内存单位
    分段所面临的最大问题,无非就是内存碎片以及交换效率低。

    导致内存碎片最大的原因就是各个逻辑段的数据需要连续存储,而逻辑段又过大,导致我们需求大量的连续空间。而当我们所有的内存分配释放都以页为单位时,就能够很好的解决这个问题了。

    而当内存空间不够时,我们需要进行将内存中的数据暂时写入到硬盘中,之后再重新写回来这样的换入换出操作。而使用页为单位后,即使我们还是需要进行磁盘IO,但是由于我们交换的容量仅仅只有几个页,所以也不会花费过多的时间。

    2、不需要将程序一次性加载进内存,什么时候需要,什么时候加载。
    按照前面说的,为了满足程序的局部性原理。所以为了能够尽可能提高内存的利用率,在建立了虚拟内存空间后并不会直接分配物理内存,而是在我们程序运行中需要用到的时候,再将其加载进内存中。

    所以如果在页表中查找不到时,此时就会由内核的请求分页机制产生缺页中断,然后进入内核态中分配物理内存、更新进程页表,最后再返回用户态,恢复进程的运行。


    在上面所介绍的页表中,有一个非常致命的缺点,就是空间占用大

    在 Linux中,可以并发的执行多个进程,而每个进程都有其自己的虚拟内存空间,那么也自然都有自己独有的页表。在32位Linux系统下,我们的虚拟内存空间的大小为4G,而每页的大小为4K,这也就意味着我们至少有2^20个内存页,倘若每个页表项为4Byte,那么每个页表大小也至少为4M

    倘若我们此时并发了两百个进程,那么占用则高达800M,即使是在现在,这个数字也是非常庞大的,因为并发数百个进程是非常常见的情况,更别提64位的操作系统,随着寻址范围的增加,页表将更为庞大。

    为了解决这个问题,就引入了多级页表


    多级页表

    我们将一级页表再进行分页,分成1024个二级页表,并且每个二级页表中存有1024个页表项,形成如下的二级分页的结构。
    在这里插入图片描述
    虽然分级乍一看花费的物理内存变多了,但是实际上对于大多数程序来说,其使用到的空间远未达到 4G,所以会存在部分对应的页表项都是空的,根本没有分配。而对于已分配的页表项,如果存在最近一定时间未访问的页表,在物理内存紧张的情况下,操作系统会将页面换出到硬盘,也就是说不会占用物理内存。

    如果某个一级页表的页表项没有被用到,也就不需要创建这个页表项对应的二级页表了,即可以在需要时才创建二级页表。假设每个二级页表大小为4M(1024 * 4K),而我们用到的一级页表只有20%

    在这种情况下,页表所占用的物理内存就只有4K + 20% * 4M,即0.804M,比起只用了一级页表的4M,大大的节约了内存。

    而在64位系统中,两级页表是肯定不够用的,因此又演变成了四级目录

    • 全局页目录项 PGD
    • 上层页目录项 PUD
    • 中间页目录项 PMD
    • 页表项 PTE

    结构如下图所示
    在这里插入图片描述


    快表(TLB)

    多级页表虽然解决了空间占用大的问题,但是由于其复杂化了地址的转换,因此也带来了大量的时间开销,使得地址转换速度减慢。

    如果要解决这个问题,那么最简单的方式就是降低查询页表的频率,那么如何实现呢?这时候就需要用到缓存的技术

    与我之前在Redis系列博客中所提到的,对于热点资源,我们可以将其提前缓存下来,到以后使用时就可以直接到缓存中查找。对于操作系统来说,也是这么一个道理。

    在操作系统中,这个缓存就是CPU中的TLB,也就是我们通常所说的快表。我们将最常访问的几个页表项存储到TLB中,在之后进行寻址时,CPU就会先到TLB中进行查找,如果没有找到,这时才会去查询页表。


    段页式

    虽然分段和分页各有优缺点,但他们直接并不是对立的,所以如今大部分的内存管理方式,都是将分段与分页相结合,也就是我们常说的段页式

    它的原理非常简单,就是先对虚拟内存空间进行分段管理,然后再对每一个段进行分页管理。如下图
    在这里插入图片描述
    所以此时的虚拟地址结构,就由段号、段内页号、页内偏移所组成。此时对于每个进程来说,都会建立一个段表,而对于段表中的每一个段,又会再分别建立一个页表,如下图
    在这里插入图片描述
    所以此时的虚拟地址转换为物理地址,就需要以下三个步骤

    1. 访问段表,得到页表的起始地址
    2. 访问页表,得到物理页的起始地址
    3. 访问物理页,加上页内偏移,得到实际的物理地址

    这种方法虽然增加了系统开销以及硬件成本,但是内存的利用率得到了巨大的提升。


    Linux

    由于硬件问题的限制,Linux 内存主要采用的是页式内存管理,但同时也不可避免地涉及了段机制。

    在往常的机制中,地址的转换流程如下
    在这里插入图片描述
    但是在Linux中,并没有逻辑地址这一说(所有段起始地址相同),因为其将段机制进行了弱化,此时段只用于进行访问控制以及内存保护

    Linux 系统中的每个段都是从 0 地址开始的整个 4GB 虚拟空间(32 位环境下),也就是所有的段的起始地址都是一样的。
    这意味着,Linux系统中的代码,包括操作系统本身的代码和应用程序代码,所面对的地址空间都是线性地址空间(虚拟地址),这种做法相当于屏蔽了处理器中的逻辑地址概念,段只被用于访问控制和内存保护。

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  • 离散分配方式思想:将进程直接分散地装入到许多不相邻接的分区。 1.如果离散分配的基本单位是页----------》分页存储管理方式 2.如果离散分配的基本单位是段----------》分段存储管理方式 基本的分页存储管理方式...

    一、连续分配方式缺点

    连续分配方式的主要缺点是会形成许多碎片,尽管我们可以通过紧凑的方法将碎片拼接成可用的大块空间,但这样须付出很大的代价。

    二、离散分配方式

    离散分配方式思想:将进程直接分散地装入到许多不相邻接的分区中。
    1.如果离散分配的基本单位是页----------》分页存储管理方式
    2.如果离散分配的基本单位是段----------》分段存储管理方式
    基本的分页存储管理方式不具备页面对换功能,也不支持实现虚拟存储器功能,它需要把每个作业全部装入内存后才能运行。

    三、页面

    分页存储管理是将一个进程的逻辑地址空间划分为若干个大小相等的片,这些片称之为页面,并编号第0页,第1页。。。同时,我们还把内存空间也划分为与页面大小相同的若干个存储快,称为块或叶框,也进行编号0#,1#…之后我们为进程分配内存时,即是将进程的若干个页分别映射装入到可以不相邻的块中去。由于这里进程的最后一页往往装不满块而会形成不可利用的碎片,我们称之为业内碎片。

    四、页面大小

    很明显,页面大小过小可使得内存碎片变小,减少内存碎片总空间,提高内存利用率,但缺点是:每个进程由此会占用更多页面,导致进程页表过长,占用大量内存(页表也是要耗费内存的),。而且还降低了页面切换的效率。而页面过大,可以减少页表长度,提高页面切换效率,但内存碎片增大。

    在页面大小选择适中,一般为2的幂,通常为512B~8KB。

    五、页面地址结构

    页号(P)+位移量(W)
    位移量W也称呼为页内地址或页内偏移量,对于特定机器,其页面地址结构时确定的,给定逻辑地址空间中的地址A,页面大小L,则页号P=int(A/L)
    页内地址W=A%L
    比如:系统页面大小为1KB,A=2170B,可得
    页号P=A/L=2170/1024=2
    页内地址=A%L=122

    六、页表

    在分页系统里,允许将进程各个页面离散存储在内存的不同物理块中,为了保证进程的正常运行,需要能在内存中找个每个页面所对应的物理块,于是系统得为进程建立一张页面映射表,以方便查找页面对应的地址,这张表叫做页表,进程地址空间内的所有页(0~n)都将通过页表映射到块号,进程执行时,只要通过查找页表,就可知道每页在内存中的物理块号。总而言之,页表作用就是实现从页号到物理块号的地址映射。

    例题:
    例1:
    一分页存储管理系统中逻辑地址长度为16位,页面大小为4KB字节,现有一逻辑地址为2F6AH,且第0,1,2,页依次存放在物理块5,10,11中,则相应的物理地址是多少?
    在这里插入图片描述
    在这里插入图片描述
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    例2:
    在这里插入图片描述
    解题过程:

       首先要知道页式存储管理的逻辑地址分为两部分:页号和页内地址。物理地址分为两部分:
    

    关系为:
    逻辑地址= 页号+页内地址

    物理地址= 块号+页内地址;

    **分析:**已知:用户编程空间共32个页面,2ˆ5 = 32 得知页号部分占5位,由“每页为1KB”,1K=210,可知内页地址占10位。

    由“内存为16KB”,2^4=16得知块号占4位。

    逻辑地址0A5C(H)所对应的二进制表示形式是:0000101001011100,后十位1001011100是页内地址,

    00010为为页号,页号化为十进制是2,在对照表中找到2对应的物理块号是11,11转换二进制是1011,即可求出物理地址为10111001011100,化成十六进制为2E5C;

    即则逻辑地址0A5C(H)所对应的物理地址是2E5C;

    例3:
    十进制逻辑地址转物理地址
    在这里插入图片描述
    在这里插入图片描述
    地址转换步骤:
    地址转换步骤
    当逻辑地址为16进制、八进制、二进制时,
    第一步:把逻辑地址转为二进制;

    第二步:按页的大小分离出页号和页内偏移量( 高位部分为页号,低位部分为页内偏移量 )

    第三步:根据题意产生页表;

    第四步:将逻辑地址的页内偏移量直接复制到物理地址的页内偏移量上
    ( 即:逻辑地址的页内偏移量 = 物理地址的页内偏移量 )

    第五步:以逻辑地址的页号查页表,查出物理地址的帧号,再把帧号转为二进制,复制到物理地址的的帧号上,从而得出物理地址。

    当逻辑地址为十进制时,
    第一步:求出逻辑地址的页号 = 逻辑地址 / 页面大小

    第二步:求出页内偏移量 = 逻辑地址 % 页面大小
    (“%”表示取余,只取余数,不取商)

    第三步:根据题意产生页表;

    第四步:以逻辑地址的页号查页表,查出物理地址的帧号

    第五步:求出物理地址 = 帧号 * 页面大小 + 页内偏移

    网易校招笔试题

    对于一个内存地址是32位、内存页是8KB的系统。0X0005F123这个地址的页号与页内偏移分别是多少?

    解法1:
    0X0005F123这个地址对应的十进制是:389411B

    页面大小8KB=8192B

    页号=389411/8192=47页

    页内偏移=389411%8192=0X00001123

    解法2:
    将地址转换为二进制:0X000….0101 111 1 0001 0010 0011

    8KB=2^13,即后13为页内偏移量即0X00001123

    0101111=47

    参考文章:
    分页存储管理方式
    逻辑地址到物理地址的转换

    展开全文
  • 在x86 CPU,采用了段页式内存管理机制,分段和分页模型。 分页(Paging)机制 逻辑地址由页号和偏移量组成。 分段(Segment)机制 分段允许程序员把存储器看成由多个地址空间或段组成。程序和相关的数据被...
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    分段和分页的出现:就是为了解决以前操作系统设计管理内存方案带来的问题而设计出的一种新管理内存的方案; 大概意思就是:一个进程不是完完整整的放入到连续的内存区域,而是把进程分段放入内存,因为把进程连续的...
  • 1、逻辑地址,线性地址,虚拟地址,物理地址傻傻分不清? (1)逻辑地址 在IA-32架构下,分段是必须的,而分页并不是必须的。不论分页与否,访问内存都必须采用“段基址:...如果不启用分页机制,线性地址就是物理地址,.
  • 深入Linux内核(内存篇)—页表映射分页

    千次阅读 多人点赞 2020-10-11 23:41:26
    深入Linux内核(内存篇)—页表映射一、分页二、X86分页三、ARM分页四、Kernel分页 操作系统的核心任务是对系统资源的管理,而重之重的是对CPU和内存的管理。为了使进程摆脱系统内存的制约,用户进程...
  • 32位Linux系统虚拟地址映射

    千次阅读 2017-06-15 14:54:52
    这会儿,内存分页地址映射过程即将浮出水面了。从CR3寄存器拿到当前进程页目录的地址,根据高10位保存的页目录下标定位到页目录的Entry项,Entry项的高20位保存的是页表地址的高20位,将后16位补上0后,就是...
  • 详解操作系统分页

    千次阅读 2021-08-30 16:41:45
    一、分段与分页 ...分段和分页作为碎片问题的一个解决方案,允许进程的逻辑空间地址不是连续的 The view of momory is different between logical(programmer’s):a variable-sized segments physica
  • 【判断题】请求分页系统中,以页为单位管理用户的虚空间,以段为单位管理内存空间【简答题】微内核是否是完整的OS?【单选题】下列选项,能引起外部中断的事件是【其它】包装设计一物多用的设计简图【简答题】同步...
  • 操作系统—分段与分页

    千次阅读 2021-12-26 09:32:42
    所谓的地址重定位(也叫地址翻译)就是修改程序的内存地址,使得程序被载入内存后,那些地址能够指向正确的内存空间。 例如,程序包含 call 40 语句,如果程序被加载到内存地址 1000 处,则需要修改 40 为 1040...
  • 在进行内存管理的源码学习过程中,发现关于内存映射,或者说是地址转换理解存在问题,经过梳理后,将笔记记录如下,也作为后续内存管理学习的知识铺垫。 地址含义 在内核运转过程中,涉及三种地址的转换。其中包括,...
  • 文章目录一、分页存储管理方式1....如果允许将一个进程直接分散的装入到许多不相邻的分区,便可以充分利用内存空间。基于这一思想,产生了离散分配方法。根据在离散分配时所分配的地址空间的基本单位不同,将离
  • 操作系统--------分页存储管理

    千次阅读 2021-03-20 17:31:24
    连续分配方式会形成许多“碎片”,如果允许一个进程直接分散地装入到许多不相邻接的分区,便可充分地利用内存空间。所以产生了离散的分配方式,根据离散时分配地址空间的基本单位不同,可分为三种,这里我们只讲解...
  • 分页系统中的设计问题

    千次阅读 2015-05-20 22:50:24
     共享数据比共享程序麻烦些,在UNIX,在进行fork系统调用时,父进程与子进程要共享程序文本和数据,在分页系统中,通常是让这些进程分别拥有自己的页表,但是都指向一个页面集合,这样fork时就不必复制页面,此时...
  • 16位单片机,最大寻址能力即2的16次方,65535/1024=64k,当flash内存大于64k时,地址怎么索引呢,即有了分页窗口的说法。 本地地址,就是0到64k,在寻址范围内的地址,16k一页,共四页 0x0000-0x3FFF(包含寄存器空间...
  • 分页存储逻辑地址转物理地址

    千次阅读 多人点赞 2017-07-03 09:34:24
    分页存储逻辑地址转物理地址:例如:已知某个分页系统,页面大小为1K(即1024字节),某一个作业有4个页面,分别装入到主存的第3、4、6、8块,求逻辑地址2100对应的物理地址。解: 第一步:求逻辑地址的页号 = 2100...
  • 虚拟地址到物理地址映射

    千次阅读 2018-03-07 19:17:54
    虚拟地址和物理地址========================================= CPU通过地址来访问内存的单元,地址有虚拟地址和物理地址之分,如果CPU没有MMU(Memory Management Unit, 内存管理单元),或者有MMU但没有启用,CPU...
  • 用户态和内核态—>虚拟地址映射

    千次阅读 2020-09-24 09:38:57
    两者之间自然不能简单地使用指针传递数据,这是后话,地址映射的关系了。回到我们的内核态和用户态。内核态和用户态的定义就从这里出发:用户空间下执行的程序状态叫用户态,执行在内核空间时叫内核态。 状态区分 两...
  • 分页存储管理逻辑地址到物理地址的转换过程解析
  • 分页存储管理 实际上存储在物理内存上(磁盘上),运行时一页一页读取。 1.基本思想 用户程序的地址空间被划分成若干固定大小的区域,称为“页”,相应地,内存空间分成若干个物理块,页和块的大小相等。可将用户程序...
  • 实验段、页式内存管理的地址映射过程。 编程实现段、页式内存管理上的内存共享,从而深入理解操作系统的内存管理。 实验内容: 用Bochs调试工具跟踪Linux 0.11的地址翻译(地址映射)过程,了解IA-32(Intel ...

空空如也

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分页系统中地址映射过程