分段
1、分段的思想：
- 给地址空间内的每个逻辑段（segment）一个基址和界限寄存器对。
- 在典型的地址空间里有 3 个逻辑不同的段：代码、栈和堆。
- 分段的机制使得操作系统能够将不同的段放到不同的物理内存区域，从而避免了虚拟地址空间中的未使用部分占用物理内存。
2、代码段、堆段、栈段物理地址：
代码段和堆段的物理地址 = 虚拟地址 - 偏移量 + 物理基址（正向增长）
根据上图求堆中虚拟地址4200的物理地址？
解：
4200 - 4(KB) + 34(KB) = 34920
栈段的物理地址 = 物理基址 - (虚拟地址 - 偏移量)（反向增长）
根据上图求栈中虚拟地址15KB的物理地址？
解：
28KB - (15KB - 14KB) = 27KB
3、支持共享：
为了支持共享，需要一些额外的硬件支持，这就是保护位（protection bit）。基本为每个段增加了几个位，标识程序是否能够读写该段，或执行其中的代码。通过将代码段标记为只读，同样的代码可以被多个进程共享，而不用担心破坏隔离。
4、管理物理内存的空闲空间：
- 一种解决方案是紧凑（compact）物理内存，重新安排原有的段。内存紧凑成本很高，因为拷贝段是内存密集型的，一般会占用大量的处理器时间。
- 另一种解决方案是利用空闲列表管理算法，试图保留大的内存块用于分配。无论 算法多么精妙，都无法完全消除外部碎片，因此，好的算法只是试图减小它。包括分配空间的空闲块返回）、最坏匹配（worst-fit）、首次匹配（first-fit）以及像伙伴算法（buddy algorithm）等等。
分页：介绍
1、分页的思想：将空间分割成固定长度的分片。把物理内存看成是定长槽块的阵列，叫作页帧（page frame）。
2、分页的优点：提供空闲空间管理的简单性和灵活性（操作系统能够高效地提供地址空间的抽象，不管进程如何使用地址空间。）
3、页表：
- 为了记录地址空间的每个虚拟页放在物理内存中的位置，操作系统通常为每个进程保存一个数据结构，称为页表（page table）。
- 页表的主要作用是为地址空间的每个虚拟页面保存地址转换（address translation），从而让我们知道每个页在物理内存中的位置。
- 这个页表是一个每进程的数据结构（我们讨论的大多数页表结构都是每进程的数据结构。
4、页号的地址转换：
虚拟页号，又称VPN，需要操作系统使用PFN（物理页号）进行转换，偏移量则不用，保持不变。
虚拟地址 = VPN + 偏移量
物理地址 = PFN + 偏移量
5、页表的具体表述：
页表就是一种数据结构，用于将虚拟地址（或者实际上，是虚拟页号）映射到物理地址（物理帧号）。
最简单的形式称为线性页表（linear page table），就是一个数组。操作系统通过虚拟页号（VPN）检索该数组，并在该索引处查找页表项（PTE），以便找到期望的物理帧号（PFN）。
6、PTE的部分内容：
- 有效位。通常用于指示特定地址转换是否有效。
- 保护位。表明页是否可以读取、写入或执行。
- 参考位。有时用于追踪页是否被访问，也用于确定哪些页很受欢迎，因此应该保留在内存中。
- 脏位。表明页面被带入内存后是否被修改过。
分页：快速地址转换（TLB）
1、TLB(地址转换缓存)：就是频繁发生的虚拟到物理地址转换的硬件缓存（cache）。也称地址转换旁路缓冲存储器。
2、虚拟地址转换为为物理地址过程(复习一下)：
虚拟地址 = VPN + 偏移量 ==>> 物理地址 = PFN + 偏移量
3、TLB硬件的基本算法：
首先从虚拟地址中提取页号（VPN）。然后检查TLB 是否有该VPN 的转换映射。接下来有两种情况：
- 如果有，我们有了TLB 命中。
- 如果CPU 没有在TLB 中找到转换映射（TLB 未命中）。则接下来硬件访问页表来寻找转换映射，并用该转换映射更新TLB。最后，当TLB 更新成功后，系统会重新尝试该指令，这时TLB 中有了这个转换映射，内存引用得到很快处理。
上述未命中系列操作开销较大，主要是因为访问页表需要额外的内存引用。
4、硬件缓存背后的思想是利用指令和数据引用的局部性（locality）：
- 时间局部性：时间局部性是指，最近访问过的指令或数据项可能很快会再次访问。
- 空间局部性：空间局部性是指，当程序访问内存地址x 时，可能很快会访问邻近x 的内存。
5、一个区别：
- 从函数调用返回后，会继续执行此次调用之后的语句。
- 从TLB 未命中的陷阱返回后，硬件必须从导致陷阱的指令继续执行。
6、缓存替换（cache replacement）：当TLB满了，插入新项，将替换旧项，常见的两种策略：
- 替换最近最少使用。尝试利用内存引用流中的局部性，假定最近没有用过的项，可能是好的换出候选项。
- 随机替换策略。
分页：较小的表
1、一个假设：
假设32位地址空间（即4GB内存大小），页大小为4KB，每个页表项为4字节。
==>> 则一个这样的地址空间中会有100w虚拟页面。
==>> 则每个页表大小为4MB左右。
==>> 一个进程一个页表。
假设100个进程同时运行，则需要400M大小的地址存页表。这，显然不合理。
2、简单的解决方案：增大页，比如页从4KB，增大到16KB，一个页表就减小到1M。
缺点：增大页，会导致更多的内部碎片。
3、混合方法（杂合方法）：不为进程的整个地址空间提供单个页表，而是为每个逻辑分段提供一个。
4、二级页表方法： 增加一个“页目录”的新结构，将线性页表变成了类似树的结构。页目录项（PageDirectory Entries，PDE）。
基本思想（着重理解）：首先，将页表分成页大小的单元。然后，如果整页的页表项（PTE）无效，就完全不分配该页的页表。为了追踪页表的页是否有效（以及如果有效，它在内存中的位置），使用了名为页目录（page directory）的新结构。页目录因此可以告诉你页表的页在哪里，或者页表的整个页不包含有效页。
缺点：在TLB命中时，性能和线性页表相同，在TLB 未命中时，需要从内存加载两次，才能从页表中获取正确的地址转换信息（一次用于页目录，另一次用于PTE 本身），而用线性页表只需要一次加载。
一旦从VPN 中提取了页目录索引（简称PDIndex），我们就可以通过简单的计算来找到页目录项（PDE）的地址：PDEAddr = PageDirBase +（PDIndex×sizeof（PDE））
这里就不展开了。
5、引申出的多级页表：
由于页目录可能也过大无法放入1页中，所以又引申出多级页表。
构建多级页表的目标：使页表的每一部分都能放入一个页。
6、其他想法：
- 反向页表
- 将页表交换到磁盘
注：
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