2020-1-22

分页

线性页表有可能会非常耗费空间，假设我们有一个16kb的地址空间和1kb的页



可以看到有很大一部分都没被使用

分页与分段

一种不太好的解决方案是混合分页和分段，也即为每个逻辑分段构建各自的页表
我们将进程分为三个段，代码段、堆段和栈段，每个段都与之前提及的分段一样，有一个基址寄存器和界限寄存器，要确认地址引用的哪个段，我们可以使用地址空间的前两位标记，例如00是未使用的段，01是代码，10是堆，11是栈，虚拟地址如下所示

在得知使用哪个段后，就可以根据分段的基址寄存器找到对应的段的页表了，基址寄存器里放的是该段的线性页表的位置，再根据VPN和Offset就可以从页表里查到物理地址了

多级页表

另一种方式不依赖于分段，而是将页表分开，分成页大小的单元，然后使用页表目录来管理，如果改单元里的所有页都未被使用，就完全不给他分配资源

但是这样做的问题是，在TLB未命中的情况下，会多出一次查找页表目录的操作
为了更好地理解多级页表背后的想法，我们来看一个例子。设想一个大小为 16KB 的小地址空间，其中包含 64 个字节的页。因此，我们有一个 14 位的虚拟地址空间，VPN 有 8位，偏移量有 6 位。要为这个地址空间构建一个两级页表，我们从完整的线性页表开始，将它分解成页大小的单元。回想一下我们的完整页表（在这个例子中）有 256 个项；假设每个 PTE 的大小是 4
个字节。因此，我们的页大小为 1KB（256×4 字节）。鉴于我们有 64 字节的页，1KB 页表可以分为 16 个 64 字节的页，每个页可以容纳 16 个 PTE。

超越两级

如果我们地址空间大，而页小，这时就需要超过两级的多级页表
让我们举一个简单的例子，用它来说明为什么更深层次的多级页表可能用。在这个例子中，假设我们有一个 30 位的虚拟地址空间和一个小的（512 字节）页。因此我们的虚拟地址有一个 21 位的虚拟页号和一个 9 位偏移量。
请记住我们构建多级页表的目标：使页表的每一部分都能放入一个页。到目前为止，我们只考虑了页表本身。但是，如果页目录太大，该怎么办？
要确定多级表中需要多少级别才能使页表的所有部分都能放入一页，首先要确定多少页表项可以放入一页。鉴于页大小为 512 字节，并且假设 PTE 大小为 4 字节，你应该看到，可以在单个页上放入 128 个 PTE。

但是这里的页目录有14位，相当于有128个页，为了解决这个问题，我们为树再加一层，将页目录本身拆成多个页，然后在其上添加另一个页目录，指向页目录的页。我们可以按如下方式分割虚拟地址：

超越物理内存

机制

在之前，我们一直假设地址空间较小，可以让我们把他们全存在内存中，但真实情况并非如此，于是就有了交换技术
我们将当前未被使用的页存在硬盘中，等到要使用的时候再将它交换到物理内存中，同时将物理内存中不是用的页再交换到硬盘中，这样不管地址空间有多大，都放得下了