4.1 비 연속 메모리 할당 : 세그먼트

(1)은 비 연속적인 메모리 할당 원인
- (이전 섹션의) 연속 메모리 할당 단점
- 물리적 메모리> 연속의 프로그램에 할당
> 메모리 사용률이 낮은 -
-> 단편 외부 / 내부 파편

- 비 연속 메모리 할당의 장점
-> 비 연속 물리적 메모리의 프로그램에 할당
-> 더 나은 메모리 활용과 관리
-> 수 있도록 코드 및 데이터 (공유 라이브러리 등)을 공유
-> 지원 동적 로딩 및 동적 링크

- 비 연속 메모리 할당 단점
-> 가상 및 물리적 주소 사이의 전환을 만드는 방법
-> 소프트웨어 솔루션 (대형 오버 헤드)
-> 하드웨어 프로그램

- 두 하드웨어 솔루션
-> 분할 세그먼트
-> 페이징 탭

4.1.1 세그먼트 분할 : 더 나은 분리 및 공유

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- 프로그램 세그먼트의 어드레스 공간
의 논리 어드레스 공간은 연속, 개별 물리 어드레스이다.
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- 주소 체계를 분할
-> 위에 큰 오버 헤드, 어떻게 하드웨어

접속기구 (1) 세그먼트는 "메모리 블록"을 의미는, 논리 어드레스 공간이다.
프로그램 메모리의 어드레스 세그먼트에 액세스하는 액세스 장치 (들 세그먼트 번호는 오프셋 단부 ADDR) 이차원 이진기를 필요
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하드웨어 액세스 메커니즘과 (2) 구현 :
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4.2 비 연속 메모리 할당 : 페이징

페이징 4.2.1 주소 공간

실제 메모리 사이즈는 고정 프레임으로 분할된다
-> 크기가 2의 제곱 인, eg512,4096,8192

-划分逻辑地址空间至相同大小的页
->大小是2的幂，e.g.512，4096，8192

-建立方案：转换逻辑地址为物理地址(pages to frames)
->页表Page Table
->MMU/TLB(快表)

4.2.2 物理地址部分：页帧

(1)页帧:物理内存被分割为大小相等的帧(物理地址部分)
-一个内存的物理地址是一个二元组(f,o)，f:帧号(它是F位的，因此意味着一共2^{F个帧)；o：帧内偏移(它是S位的，因此意味着每帧有2}S字节)；物理地址=2^S x f + o。
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(2)通过一个实例来加深对这个概念的理解，

首先有一个物理内存地址(3，6)，帧号是3，它是7位的，说明一共能有2^7个帧，这个帧是其中的第3个；
帧内偏移是6，他是9位的，说明一个帧里可以有2^9个字节，当前地址是在这个帧里的第6个字节；
因此，它的物理地址是3 * 2^9 + 6。
通过这个例子，可以发现页帧号的作用就是通过一个二元组能够找到一个物理地址。

4.2.3 逻辑地址部分：页

(1)页：一个程序的逻辑地址空间被划分为大小相等的页(逻辑地址部分)
-(逻辑地址的)页内偏移量=(物理地址的)帧内偏移量
-(逻辑地址的)页号大小可能不等于(物理地址的)帧号大小
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通过这个例子，可以发现页号的作用就是通过一个二元组能够找到一个逻辑地址。页号和帧号不是相等的。

(2)页寻址机制的实现
页表实际上就是一个大的数组/hash表。它的index是页号，对应的value是页帧号，首先根据逻辑地址计算得到一个页号，也就是index，再在页表中找到对应的页帧号，最后根据页帧号计算得到物理地址；由于他们的页/帧内偏移相等，所以页表不需要保存这个数据。通过这种方式能够根据逻辑地址找到对应的物理地址。
除此之外，还有一些flags标志位，见下一节。
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4.3 非连续内存分配：页表-概述/TLB

4.3.1 页表概述

(1)通过标志位来判断当前页号的性质。
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(2)如下图，看下面这个例子。逻辑地址空间是16位64kB，物理地址空间是15位32kB，并不是对等的，但是一页和一帧的大小是一样的，都是10位1kB。
->逻辑地址(4,0),页号4对应的二进制是100，它的位置对应着flags。根据上图，可知它的dirty bit是1，resident bit是0，clock/reference是0；因此可以知道逻辑地址(4,0)在物理地址中实际是不存在的。如果CPU访问这个逻辑地址会抛出一个内存访问异常；
->逻辑地址(3,1034),页号3对应的二进制是011，它的位置(也就是页号的位置)对应着flags。根据上图，可知它的dirty bit是0，resident bit是1，clock/reference是1；因此可以知道逻辑地址(3,1034)在物理地址中存在。再复习一下，页表里存放的是什么。因为由于逻辑地址的页内偏移和物理地址的帧内偏移是一样的，所以页表不需要保存偏移。根据页表，页号3对应的页帧号是4，再加上它们的偏移量相等，所以逻辑地址(3,1034)对应的物理地址是(4,1023)。
这个页表是由操作系统维护。
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(3)上面讲的分页机制的性能问题(缺点)
空间代价和时间代价。
->访问一个内存单元需要2次内存访问：一次获取页表项；一次是访问数据。
->页表可能会非常大(页表的长度等于2^页号位数)
举例，64位机器，如果一页是1024KB，那么页表是多大？
假如页号是n位的，那么页表的长度等于2^{n，一页是1024KB，所以页内偏移是10位，一个逻辑地址的长度等于计算机位数，也就是64位，因此剩下的54位是留给页号的；因此页表的长度是2}54，明显CPU装不下。
一个程序一个页表，n个程序n个页表，就更大了。
CPU装不下，只能装在内存里；如果这样，需要访问2次内存，一次访问页表，一次访问程序。

(4)解决办法
->缓存caching
->间接访问indirecion

4.3.2 转换后备缓冲区/快表TLB

本节介绍如何优化页表的时间开销问题，解决办法是缓存。
TLB实际上是CPU的MMU内存管理单元保存的一段缓存，这段缓存保存的内容是页表的一部分，是经常访问到的那部分页表，其余不常用的页表内容保存在内存中。
TLB未命中，也叫TLB miss，这种情况比较少见，因为一页很大，32位系统一页是4K，如果采用局部性原理，那么访问4k次才会遇到一次TLB miss。
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4.4 非连续内存分配：页表-二级/多级页表

本节介绍如何优化页表的空间开销问题，解决方法是多级页表。
虽然增加了内存访问次数和开销，但是节省了保存页表的空间(时间换空间，然后在通过TLB来减少时间消耗)。

(1)二级页表
逻辑地址中，页号部分分成了2部分，p1和p2。
p1存放着二级页表的起始地址，p2的作用就是之前的p。
p1找二级页表，p2找页，o找地址。
这里体现了二级页表的另一个好处，就是p1对应的位置是flags，假如说resident bit是0，那么整个二级页表都不用在内存中保存，这个是一级页表无法实现的！
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(2)多级页表
例如64位系统采用5级页表。
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4.5 非连续内存分配：页表-反向页表inverted page table

反向页表：
页表来表示物理地址(页帧)号，而不是之前的逻辑地址(页号)，能够减少页表尺寸，但是给映射关系的建立带来点困难。

4.5.1 传统页表的缺点

(1)对于大地址空间，前向映射页表变得繁琐(例如64位系统采用5级页表)。
(2)逻辑地址空间增长速度快于物理地址空间，所以反向页表，也就是index是物理地址，value是逻辑地址，它的大小会小于传统页表。

4.5.2 反向页表的实现：基于页寄存器page registers的方案

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(1)每一个帧和一个寄存器关联，它包括：
residence bit：此帧是否被占用；
occupier：对应的页号p；
protection bit：保护位；

(2)举一个例子
物理内存大小：4096 * 4096 KB = 16 MB
页面大小：4064 bytes = 4 KB
页帧数： 4K
页寄存器使用的空间(假设是8 bytes的register)：8 * 4096 = 32 KB
页寄存器的额外开销：32 KB / 16 MB = 0.2%
虚拟内存的大小：任意
可以看出内存开销很小。

(3)页寄存器的优点
转换表的大小相对于物理内存来说很小；
转换表的大小跟逻辑地址空间的大小无关。

(4)页寄存器的缺点
需要的信息对调了，如何根据帧号找到页号呢；
需要在反向页表里去找想要的页号。