1、回顾

分段机制我们已经再熟悉不过了，前面我们学习过的所有内容都是在分段的机制下工作的。

对于一个多任务系统。如果任务比较多，很有可能导致物理内存不够分配的情况。这个时候，操作系统的作用就体现出来了。每个段的描述符都有一个TYPE字段。其中有一个A位，每当访问一个段时，该段的A位就记录该段最近是否被访问过。

当一个段很长时间不被访问，操作系统就去将该段从内存中移出去，移到磁盘。从而可以空出一块空闲的内存空间可以供其他程序的段来运行。当这个段页不怎么被访问了，操作系统用同样的方法将其移出去，再加载另一个需要被访问的段。

但是，因为段的长度不确定，在分配内存时，可能会发生内存空间中的区域小于要加载的段，或者空闲区域远远大于要加载的段。在前一种情况下，需要另外寻找合适的空闲区域；在后一种情况下，分配会成功，但是太过于浪费。

为了解决这个问题，从80386开始引入了分页机制。

分页机制从总体上来讲，使用长度固定的页来代替长度不一定的段，借此来解决因为段长度不同而带来的内存空间的管理问题。

2、简单的分页模型

2.1 回顾分段模型

如下图是一个分段管理机制的模型图：

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如上图，在分段机制下，段地址和偏移地址经过段部件后，得到的线性地址，就是实际的物理地址。分段机制还是很好理解的。这里我们不再赘述。

2.2 分页机制概述

一旦采用分页式内存管理，就应该把4GB内存分成大小相同的页。如下图：

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页的最小单位是4KB，也就是4096字节，用16进制表示就是0x1000。4GB的物理内存，可以划分为1048576个页。很显然，页的物理地址，其低12位始终位0.

注意：段管理机制是无法关闭的。段基址是Intel处理器最基本的管理机制，即使开启分页功能，分段机制依然存在。段部件依然工作。

在分页机制下，程序依然是按照分段来组织的。问题在于，如何将程序中比较大的段，映射到大小相同的页面上呢？

内存分配涉及到段的分配和页的分配。 段的分配就是在虚拟地址空间分配各个段，页的分配就是在物理内存中个各个段分配相应数量的页面。如下图：
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如上图，左边的是4GB的虚拟地址空间，右边是真实的物理内存空间。

在分页模式下，操作系统一般为每个任务创建一个独立的4GB的虚拟地址空间。因此操作系统首先将程序的段映射到相应的虚拟地址空间中（在这个过程中也是需要在虚拟地址空间中寻找空闲空间的）。然后为虚拟地址空间中的各个段分配相应数量的物理地址空间（这是真实的执行代码的内存地址空间）。

如上图，段肯定是需要连续的，但是一个段被分配到物理内存中不一定需要分配连续的页面。其实，往往段在内存中对应的页面都是不连续的。

注意：4GB的虚拟内存空间不可能保存任何数据和代码，因为它是虚拟的，它只是用来指示内存的使用情况。

2.3 页映射表概述

因为我们现在引入了虚拟内存，所以之前分段机制下，段部件输出的地址本身是实际物理地址，现在有了虚拟内存，我门的程序中的代码和数据首先是需要映射到虚拟内存的，所以现在段部件输出的地址就是虚拟地址。也就是说，从段部件输出的线性地址，此时是虚拟地址。

为了根据虚拟地址（线性地址）找到真实的物理地址。操作系统必须维护一张表，把线性地址（虚拟地址）转换成物理地址，这是一个反过程（为什么是反过程？下面有讲解）。

如下图：
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因为有1048576个页，所以页转换表也是需要有1048576项。这是个一维表格。每个表项占4字节，内容为页的物理地址。

这个表格的用法是这样的：

因为页的大小是4KB，故，线性地址的低12位可用于访问页内偏移，高20位可用于指定一个物理页。因此，把线性地址的高20位当成索引，乘以4，作为表内偏移量，从表中取出一个双字，那就是该线性地址所对应的页的物理地址。
线性地址的低12位是页内偏移量，用页物理地址加上页内偏移量，就是最终的物理内存地址。

现在的问题在于，页映射表中对应的页的物理地址是怎么来的。这其实是一个反过程。当程序加载时，操作系统会位程序虚拟一个虚拟地址空间出来，然后将程序的段分配到这个虚拟地址空间中。当腰执行某一个段时，将该段拆分成一个或多个页，在物理内存中寻找相应的空闲页，然后将段分配给找到的页，再将这个页的地址与刚刚那个段的地址回写到页映射表。那么下次再访问该段时，就知道它所对应的页的物理地址了。

这就是先找到空闲页，然后将对应的映射关系回写到页映射表，这就是一个反过程。

我们知道，一般现在是多任务系统，对于多任务，每一个任务都有一个4GB的虚拟地址空间，并且每一个任务都有一个页映射表。如下图：

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