分段式虚拟存储管理
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处理；如果段已经被换出，就会发生一次陷入 （缺段中断）处理;如果段在主存,则随后检查
偏移量是否超出了段的结尾，如果是也会发生 一次陷入（越界中断）处理。
l 假设段在内存中并且偏移量也在范围内， 就把描述符中32位的基地址和偏移量相加形 成32位线性地址（linear address），如图4-34 所 示 。 为 了 和 只 有 24 位 基 地 址 的 保 护 模 式 （80286）以及使用16位段寄存器来描述20位 基地址的实模式（8086/8088）兼容，基址被 分成3片分布在描述符的各个位置。实际上， 基址允许各个段的起始地址在32位线性地址
允许分页时线性地址的组成
10
线性地址
Dir
10 Page
12 Offset
线性地址转换为物理地址的 过程
1024 表项
页目录 Dir
页表 Page
页架 Offset
页目录项和页表项的结构是类 似的，均为32位，其中20位是 页表位置/页架号，其余的未包
括了由硬件设置的供操作系统
使用的引用位、修改位、保护 位、和其他一些有用的位。
页目录项和页表项的结构
lD位：修改位，当该页程序修改后，应先纪 录为淘汰做准备。
lA位：（读/写）引用位，凡对程序读写均置 为已访问（accessed），淘汰时先找A=0的页面 （Windows用LRU法）。
lP位：存在位，页面在内存时，P=1。
lU/S位：用户/管理员（User/Supervisor）位， 若U/S=0，该页为一个管理员页面（OS页面）， 用户不能访问。
页表分为三层： 页目录PGD、中间页目录PMD和页表PTE。
在 Pentium 计 算 机 上 它 被 简 化 成 两 层 ， PGD和PMD合二为一。
l 存取权限: 00(可执行)；01(可读)；11(可 写)；
l 扩充位: 0(固定长)；1(可扩充)；
l 标志位: 00(未修改)；01(已修改)；11(不 可移动)；
否 发越界中断
是
否
S段在内存
B<S段长度
是
否
是
符合存取权限
发缺段中断
发保护中断
非法存取
S段可扩充
否 地址错
是
S段末端相邻的空
当设置G控制位1,系统运行于段页模式,此 时每个进程可有8192个段,每个段220个页, 每个页4KB,也就是说段可有232字节大小。
当设置G控制位1,把系统六个段寄存器设 置为同一个段选择符,段描述符基地址设 置为”0”,段大小设置为最大;这时系统运 行于分页模式,单段、分页，32位地址空 间模式运行。
否
闲区长度满足要求
是
形成绝对地址
移动或调 出分段
继续执行指令
硬件
操作系统
否
主存中有满足S段
长度的连续空闲区
移动或调 出分段
是 装入S段
调整S段段表及主存分配 表
重新启动指令
4.5.4段页式存储管理
段式存储是基于用户程序结构的存储管 理技术，有利于模块化程序设计，便于 段的扩充、动态链接、共享和保护,但往 往会生成段内碎片浪费存储空间;
所有进程从3GB到4 GB的虚拟内存地址 都是一样的，又相同的页目录项和页表， 对应到同样的物理内存段。Linux以此方 式让内核态进程共享代码段和数据段。 另 外 ， 虚 拟 内 存 地 址 从 3GB 到 3 GB+4MB 的 一 段 和 0 到 4MB 的 一 段 是 对 应的。
Linux请求页式技术管理虚拟 内存
长度0-15
l基地址共32位（分三处合并），生成内存段的首址，源自文库上32
位偏移形成内存地址。对于286程序，基地址的24—31位不用， 恒为0；所以，286只能处理24位基址。
l长度位共20位，限定段描述符寻址的内存段的长度，注意段长 度的计量单位可以是字节或页。
lG位用于描述颗粒大小，即段长度的计量单位。G=0表示长度 以字节为单位；G=1表示长度以页为单位，在Pentium中页的长 度 是 固 定 的 ， 为 4KB 。 于 是 段 的 长 度 分 别 为 220 字 节 或 2204KB=232字节。
lD位：当D=1时，为32位段；当D=0时，为16位段。
lP位表示内存段是否在物理主存中，若P=1，表示段在内存中， 若P=0，表示段不在内存中。
lDpl位（2位）表示特权级（0—3），用于保护。0为内 核级；1为系统调用级，2为共享库级，3为用户程序级。 Windows 95只用两级：0级和3级，即系统级和用户级。
2、实地址划分成位置固定、大小相等的页框(块) , 这是段页式存储管理的页式特征
3、将每一段的线性地址空间划分成与页框大小相 等的页面，于是形成了段页式存储管理的特征
段 号 (s) 段 内 页 号 (p) 4、逻辑地址形式为:
页 内 位 移 (d)
段号(s) 段内页号 (p) 页内位移(d)
对于用户来说，段式虚拟地址应该由段号s和段内 位移d’组成，操作系统内部再自动把d’解释成两 部分：段内页号p和页内位移d，也就是说,d’=p× 块长+d。
当设置G控制位0, 系统运行于分段模式,每 个进程可有213=8K(8192)个段,每个段可有 220字节大小,这种模式是为了与286兼容。
4.6.4地址转换
Pentium采用分段模式时,每一个虚地址 包括一个16位段选择符和一个32位偏移 量,不分段时,用户的虚拟内存是232=4GB;
而分段时,虚拟地址空间为2(32+14)=64TB; 物理地址空间使用32个地址位,最大有 4GB。
数据结构
段页式存储管理的数据结构包括作业表、 段表和页表三级结构。
作业表中登记了进入系统中的所有作业及 该作业段表的起始地址，
段表中至少包含这个段是否在内存，以及 该段页表的起始地址,
页表中包含了该页是否在主存(中断位)、 对应主存块号。
动态地址转换
从逻辑地址出发，先以段号s和页号p作索 引去查快表,如果找到,那么立即获得页p的 页框号p’,并与位移d一起拼装得到访问主 存的实地址,从而完成了地址转换。若查快 表失败,就要通过段表和页表来作地址转换 了，用段号s作索引,找到相应表目,由此得 到s段的页表的起始地址s’,再以p作索引得 到s段p页对应的表目,由此得到页框号p’;这 时一方面把s段p页和页框号p’置换进快表， 另一方面用p’和d生成主存的实地址,从而 完成地址转换。
4.6.2段选择符和段描述符
选择符是一个16位数，如图4-32所示。 选择符中的一位指出这个段是局部的还 是全局的，其他13位是LDT和GDT的入 口号。
13 索引
12
0=GDT / 1=LDT
特权级（0-3）
基址24-31
GD0
长度16-19 P DPL S
type A
基址16-23
基址0-15
页式存储是基于系统存储器结构的存储 管理技术, 存储利用率高,便于系统管理， 但不易实现存储共享、保护和动态扩充。
如果把两者优点结合起来, 在分页式存储 管理的基础上实现分段式存储管理这就 是段页式存储管理,
段页式存储管理的基本原理。
1、虚地址以程序的逻辑结构划分成段,这是段页 式存储管理的段式特征。
lR/W位：读/写（Read/Write）位，R/W=1时 允许页修改；R/W=0时，不允许页修改；通常 程序区的R/W=0。
4.6.6 Pentium的保护机制
l0级为操作系统内核级。处理I/O、存储管理、 和其他关键操作。该级可使用特权指令,可访问 所有段和所有页。
l1级为系统调用处理程序级。用户程序可以通 过调用这里的过程执行系统调用，但是只有一 些特定的和受保护的过程可以被调用。
局部描述符表LDT(local descriptor table) 和 全 局 描 述 符 表 GDT(global descriptor table)。
每个进程都有一个自己的LDT，它描述 局部于每个进程的段，包括代码段、数 据段、堆栈段的基地、大小和有关控制 信息等;
系统的所有进程共享一个GDT, 它描述 系统段，包括操作系统自己的基地、大 小和有关控制信息等。
lS位为段位，当S=1时，表示当前段为应用程序；当 S=0时，表示描述符将引用内存段外的系统信息（如OS 的特别数据结构）。
ltype类型字段（3位）,表示内存段类型，如可执行代码 段、只读数据段、调用门等等。
l A位为访问位，表示是否访问过内存段，为淘汰作准 备
4.6.3 虚拟存储运行模式选择
4.6.5 二级页表和页式地址转换
每个运行进程都有一个由1024个32位表项组成 的页目录（page directory），它的地址由一个 全局寄存器指出。目录中的每一个表项都指向 一个也包含1024个32位表项的页表，页表项指 向页框（块），这个方案如图4-35和图4-36所 示。线性地址被分成3个域：Dir、Page和Offset。 Dir域被作为索引在页目录找到指向正确页表 的指针；随后，Page域被作为索引在页表找到 页框的物理地址；最后，Offset被加到页框的 地址上得到需要的字节或字的物理地址。
l2级为共享库过程级。它可以被很多正在运行 的程序共享，用户程序可以调用这些过程，都 去它们的数据，但是不能修改它们。
l3级为用户程序级。它受到的保护最少。
调用不同级别的过程是允许的，但是要通 过一种被严格控制着的方法。为了执行越 级调用，CALL指令必须包含一个选择符 而不是地址，选择符指向一个称为调用门 （call gate）的描述符，由它给出被调用 过程的地址。因此要跳转到任何一个不同 级别的代码段的中间都是不可能的，必须 正式地指定入口点。
段表控制寄存器
段表始址 段表长度
段超长?
段号s 页号p 位移d
段表
页表
页框号 位移
4.6实例研究：Intel Pentium
Intel的Pentium和Pentium Pro既 可以作为分段系统，又可以作 为分页系统，也可以作为一个 段页式存储管理系统来运行
4.6.1Pentium虚拟存储器的核 心数据结构——描述符表
空间的任何位置。至此段转换己经完成。
选择符
描述符 基地址 长度
其他的域
偏移量
线性地址
是否要分页依据G控制位,若为0,说明目前运行 于分段模式，那么段转换得到的线性地址就 是物理地址并被送往存储器用于读写;因此在 分页被禁止时，就得到了一个纯的分段解决
方案，各个段的基址在它的描述符中。注意，
段允许互相覆盖，这是因为用硬件来检查所
地址转换过程如下:
l
首先根据段选择符第二位T选择是查找
LDT或GDT；
l
以段选择符索引域的值为索引，把它拷
贝进一个内部寄存器中并且它的低三位被清零,
然后LDT或GDT表的起始地址被加到它上面，
找到所要访问的段描述符。
l 检查段描述符中的P控制位,如果段不在主 存（选择符为0），就会发生一次陷入（中断）
有的段都互不重叠代价太大，完全可以通过 操作系统的软件机制加以解决。
若G控制位为1，这时以分页模式运行，那么 段转换得到的线性地址将被解释成分页模式 的虚地址,需要通过页表找到页框后才映射成 物理地址。这里真正复杂的是在32位虚地址 和4K页面的情况下，一个段可能包括多达一 百万个页。因此Pentium使用了一种两级页表 以在段较小的情况下减少页表的尺寸。
4.5.3 分段式虚拟存储系统
分段式虚拟存储系统把作业的所有分段 的副本都存放在辅助存储器中，当作业 被调度投入运行时，首先把当前需要的 一段或几段装入主存，在执行过程中访 问到不在主存的段时再把它们装入。
段式虚拟存储管理的段表扩展
段号
特征
存取权限
扩充位
标志
主存始址
限长
辅存始址
l 特征位: 00(不在内存)；01(在内存)； 11(共享段)；
陷入和中断采用了一种和调用门类似的机 构，它们引用的也是描述符而不是地址， 这些描述符指向将被执行的特定过程。描 述符的类型域可以区分是代码段、数据段、 还是各种门。
4.7 实例研究：Linux存储管理
4.7.1 Linux的分页管理机制 在Linux中，每一个用户进程都可以访问4GB的
线性地址空间。其中从0从3GB的虚拟内存地 址是用户空间，用户进程都可以直接对其进 行访问。从3GB到4 GB的虚拟内存地址是内 核态空间，存放仅供内核态访问的代码和数 据，用户进程处于用户态时不能访问。当中 断或系统调用发生，用户进程进行模式切换 （处理器特权级别从3转为0）。
偏移量是否超出了段的结尾，如果是也会发生 一次陷入（越界中断）处理。
l 假设段在内存中并且偏移量也在范围内， 就把描述符中32位的基地址和偏移量相加形 成32位线性地址（linear address），如图4-34 所 示 。 为 了 和 只 有 24 位 基 地 址 的 保 护 模 式 （80286）以及使用16位段寄存器来描述20位 基地址的实模式（8086/8088）兼容，基址被 分成3片分布在描述符的各个位置。实际上， 基址允许各个段的起始地址在32位线性地址
允许分页时线性地址的组成
10
线性地址
Dir
10 Page
12 Offset
线性地址转换为物理地址的 过程
1024 表项
页目录 Dir
页表 Page
页架 Offset
页目录项和页表项的结构是类 似的，均为32位，其中20位是 页表位置/页架号，其余的未包
括了由硬件设置的供操作系统
使用的引用位、修改位、保护 位、和其他一些有用的位。
页目录项和页表项的结构
lD位：修改位，当该页程序修改后，应先纪 录为淘汰做准备。
lA位：（读/写）引用位，凡对程序读写均置 为已访问（accessed），淘汰时先找A=0的页面 （Windows用LRU法）。
lP位：存在位，页面在内存时，P=1。
lU/S位：用户/管理员（User/Supervisor）位， 若U/S=0，该页为一个管理员页面（OS页面）， 用户不能访问。
页表分为三层： 页目录PGD、中间页目录PMD和页表PTE。
在 Pentium 计 算 机 上 它 被 简 化 成 两 层 ， PGD和PMD合二为一。
l 存取权限: 00(可执行)；01(可读)；11(可 写)；
l 扩充位: 0(固定长)；1(可扩充)；
l 标志位: 00(未修改)；01(已修改)；11(不 可移动)；
否 发越界中断
是
否
S段在内存
B<S段长度
是
否
是
符合存取权限
发缺段中断
发保护中断
非法存取
S段可扩充
否 地址错
是
S段末端相邻的空
当设置G控制位1,系统运行于段页模式,此 时每个进程可有8192个段,每个段220个页, 每个页4KB,也就是说段可有232字节大小。
当设置G控制位1,把系统六个段寄存器设 置为同一个段选择符,段描述符基地址设 置为”0”,段大小设置为最大;这时系统运 行于分页模式,单段、分页，32位地址空 间模式运行。
否
闲区长度满足要求
是
形成绝对地址
移动或调 出分段
继续执行指令
硬件
操作系统
否
主存中有满足S段
长度的连续空闲区
移动或调 出分段
是 装入S段
调整S段段表及主存分配 表
重新启动指令
4.5.4段页式存储管理
段式存储是基于用户程序结构的存储管 理技术，有利于模块化程序设计，便于 段的扩充、动态链接、共享和保护,但往 往会生成段内碎片浪费存储空间;
所有进程从3GB到4 GB的虚拟内存地址 都是一样的，又相同的页目录项和页表， 对应到同样的物理内存段。Linux以此方 式让内核态进程共享代码段和数据段。 另 外 ， 虚 拟 内 存 地 址 从 3GB 到 3 GB+4MB 的 一 段 和 0 到 4MB 的 一 段 是 对 应的。
Linux请求页式技术管理虚拟 内存
长度0-15
l基地址共32位（分三处合并），生成内存段的首址，源自文库上32
位偏移形成内存地址。对于286程序，基地址的24—31位不用， 恒为0；所以，286只能处理24位基址。
l长度位共20位，限定段描述符寻址的内存段的长度，注意段长 度的计量单位可以是字节或页。
lG位用于描述颗粒大小，即段长度的计量单位。G=0表示长度 以字节为单位；G=1表示长度以页为单位，在Pentium中页的长 度 是 固 定 的 ， 为 4KB 。 于 是 段 的 长 度 分 别 为 220 字 节 或 2204KB=232字节。
lD位：当D=1时，为32位段；当D=0时，为16位段。
lP位表示内存段是否在物理主存中，若P=1，表示段在内存中， 若P=0，表示段不在内存中。
lDpl位（2位）表示特权级（0—3），用于保护。0为内 核级；1为系统调用级，2为共享库级，3为用户程序级。 Windows 95只用两级：0级和3级，即系统级和用户级。
2、实地址划分成位置固定、大小相等的页框(块) , 这是段页式存储管理的页式特征
3、将每一段的线性地址空间划分成与页框大小相 等的页面，于是形成了段页式存储管理的特征
段 号 (s) 段 内 页 号 (p) 4、逻辑地址形式为:
页 内 位 移 (d)
段号(s) 段内页号 (p) 页内位移(d)
对于用户来说，段式虚拟地址应该由段号s和段内 位移d’组成，操作系统内部再自动把d’解释成两 部分：段内页号p和页内位移d，也就是说,d’=p× 块长+d。
当设置G控制位0, 系统运行于分段模式,每 个进程可有213=8K(8192)个段,每个段可有 220字节大小,这种模式是为了与286兼容。
4.6.4地址转换
Pentium采用分段模式时,每一个虚地址 包括一个16位段选择符和一个32位偏移 量,不分段时,用户的虚拟内存是232=4GB;
而分段时,虚拟地址空间为2(32+14)=64TB; 物理地址空间使用32个地址位,最大有 4GB。
数据结构
段页式存储管理的数据结构包括作业表、 段表和页表三级结构。
作业表中登记了进入系统中的所有作业及 该作业段表的起始地址，
段表中至少包含这个段是否在内存，以及 该段页表的起始地址,
页表中包含了该页是否在主存(中断位)、 对应主存块号。
动态地址转换
从逻辑地址出发，先以段号s和页号p作索 引去查快表,如果找到,那么立即获得页p的 页框号p’,并与位移d一起拼装得到访问主 存的实地址,从而完成了地址转换。若查快 表失败,就要通过段表和页表来作地址转换 了，用段号s作索引,找到相应表目,由此得 到s段的页表的起始地址s’,再以p作索引得 到s段p页对应的表目,由此得到页框号p’;这 时一方面把s段p页和页框号p’置换进快表， 另一方面用p’和d生成主存的实地址,从而 完成地址转换。
4.6.2段选择符和段描述符
选择符是一个16位数，如图4-32所示。 选择符中的一位指出这个段是局部的还 是全局的，其他13位是LDT和GDT的入 口号。
13 索引
12
0=GDT / 1=LDT
特权级（0-3）
基址24-31
GD0
长度16-19 P DPL S
type A
基址16-23
基址0-15
页式存储是基于系统存储器结构的存储 管理技术, 存储利用率高,便于系统管理， 但不易实现存储共享、保护和动态扩充。
如果把两者优点结合起来, 在分页式存储 管理的基础上实现分段式存储管理这就 是段页式存储管理,
段页式存储管理的基本原理。
1、虚地址以程序的逻辑结构划分成段,这是段页 式存储管理的段式特征。
lR/W位：读/写（Read/Write）位，R/W=1时 允许页修改；R/W=0时，不允许页修改；通常 程序区的R/W=0。
4.6.6 Pentium的保护机制
l0级为操作系统内核级。处理I/O、存储管理、 和其他关键操作。该级可使用特权指令,可访问 所有段和所有页。
l1级为系统调用处理程序级。用户程序可以通 过调用这里的过程执行系统调用，但是只有一 些特定的和受保护的过程可以被调用。
局部描述符表LDT(local descriptor table) 和 全 局 描 述 符 表 GDT(global descriptor table)。
每个进程都有一个自己的LDT，它描述 局部于每个进程的段，包括代码段、数 据段、堆栈段的基地、大小和有关控制 信息等;
系统的所有进程共享一个GDT, 它描述 系统段，包括操作系统自己的基地、大 小和有关控制信息等。
lS位为段位，当S=1时，表示当前段为应用程序；当 S=0时，表示描述符将引用内存段外的系统信息（如OS 的特别数据结构）。
ltype类型字段（3位）,表示内存段类型，如可执行代码 段、只读数据段、调用门等等。
l A位为访问位，表示是否访问过内存段，为淘汰作准 备
4.6.3 虚拟存储运行模式选择
4.6.5 二级页表和页式地址转换
每个运行进程都有一个由1024个32位表项组成 的页目录（page directory），它的地址由一个 全局寄存器指出。目录中的每一个表项都指向 一个也包含1024个32位表项的页表，页表项指 向页框（块），这个方案如图4-35和图4-36所 示。线性地址被分成3个域：Dir、Page和Offset。 Dir域被作为索引在页目录找到指向正确页表 的指针；随后，Page域被作为索引在页表找到 页框的物理地址；最后，Offset被加到页框的 地址上得到需要的字节或字的物理地址。
l2级为共享库过程级。它可以被很多正在运行 的程序共享，用户程序可以调用这些过程，都 去它们的数据，但是不能修改它们。
l3级为用户程序级。它受到的保护最少。
调用不同级别的过程是允许的，但是要通 过一种被严格控制着的方法。为了执行越 级调用，CALL指令必须包含一个选择符 而不是地址，选择符指向一个称为调用门 （call gate）的描述符，由它给出被调用 过程的地址。因此要跳转到任何一个不同 级别的代码段的中间都是不可能的，必须 正式地指定入口点。
段表控制寄存器
段表始址 段表长度
段超长?
段号s 页号p 位移d
段表
页表
页框号 位移
4.6实例研究：Intel Pentium
Intel的Pentium和Pentium Pro既 可以作为分段系统，又可以作 为分页系统，也可以作为一个 段页式存储管理系统来运行
4.6.1Pentium虚拟存储器的核 心数据结构——描述符表
空间的任何位置。至此段转换己经完成。
选择符
描述符 基地址 长度
其他的域
偏移量
线性地址
是否要分页依据G控制位,若为0,说明目前运行 于分段模式，那么段转换得到的线性地址就 是物理地址并被送往存储器用于读写;因此在 分页被禁止时，就得到了一个纯的分段解决
方案，各个段的基址在它的描述符中。注意，
段允许互相覆盖，这是因为用硬件来检查所
地址转换过程如下:
l
首先根据段选择符第二位T选择是查找
LDT或GDT；
l
以段选择符索引域的值为索引，把它拷
贝进一个内部寄存器中并且它的低三位被清零,
然后LDT或GDT表的起始地址被加到它上面，
找到所要访问的段描述符。
l 检查段描述符中的P控制位,如果段不在主 存（选择符为0），就会发生一次陷入（中断）
有的段都互不重叠代价太大，完全可以通过 操作系统的软件机制加以解决。
若G控制位为1，这时以分页模式运行，那么 段转换得到的线性地址将被解释成分页模式 的虚地址,需要通过页表找到页框后才映射成 物理地址。这里真正复杂的是在32位虚地址 和4K页面的情况下，一个段可能包括多达一 百万个页。因此Pentium使用了一种两级页表 以在段较小的情况下减少页表的尺寸。
4.5.3 分段式虚拟存储系统
分段式虚拟存储系统把作业的所有分段 的副本都存放在辅助存储器中，当作业 被调度投入运行时，首先把当前需要的 一段或几段装入主存，在执行过程中访 问到不在主存的段时再把它们装入。
段式虚拟存储管理的段表扩展
段号
特征
存取权限
扩充位
标志
主存始址
限长
辅存始址
l 特征位: 00(不在内存)；01(在内存)； 11(共享段)；
陷入和中断采用了一种和调用门类似的机 构，它们引用的也是描述符而不是地址， 这些描述符指向将被执行的特定过程。描 述符的类型域可以区分是代码段、数据段、 还是各种门。
4.7 实例研究：Linux存储管理
4.7.1 Linux的分页管理机制 在Linux中，每一个用户进程都可以访问4GB的
线性地址空间。其中从0从3GB的虚拟内存地 址是用户空间，用户进程都可以直接对其进 行访问。从3GB到4 GB的虚拟内存地址是内 核态空间，存放仅供内核态访问的代码和数 据，用户进程处于用户态时不能访问。当中 断或系统调用发生，用户进程进行模式切换 （处理器特权级别从3转为0）。