考研笔记

段页式存储管理

前两节各解决了一半问题，又各留下一半：

  • 分页消灭了外部碎片，但不便于共享和保护
  • 分段便于共享和保护，但外部碎片又回来了

段页式的做法是把两者叠起来：用分段满足用户的逻辑需求，用分页解决物理分配的碎片问题。

机制

两层划分

疑问点：段可变长与按固定页框分配是否矛盾

教材原文：“先按逻辑分段，再把每个段分页。逻辑上段还是可变长；但实际分配物理内存时，是按固定大小的页框分配。”

这句话难以理解——既然段是可变长的，为何又说按固定大小分配？

关键在于：这句话里的”可变长”和”固定大小”说的不是同一样东西。

  • “段可变长” 说的是——每个段有多大，这是逻辑层面的事
  • “按固定页框分配” 说的是——装它的容器有多大，这是物理层面的事

两者能同时成立，是因为段的可变长最终体现为”占用的页数不同”，而不是”页的大小不同”。

用一个具体例子把它落实（设页面大小 4KB）：

段段长（可变）需要几页实际占用内部碎片
主程序段10 KB 页12 KB2 KB
数据段4 KB 页4 KB0
栈段5 KB 页8 KB3 KB

三个段长度各不相同（10K、4K、5K），这就是可变长；但装它们的每一页都是 4KB，这就是固定大小。段的差异体现在页数上（3 页、1 页、2 页），不体现在页的尺寸上。

一个便于记忆的类比

把段想象成一本书的章节，把页想象成固定行数的稿纸。

章节的长短是内容决定的，你不能要求每一章一样长——这就是”段可变长”。 但抄写用的稿纸每张行数相同——这就是”页固定大小”。

长章节用多张稿纸，短章节用少张稿纸；最后一张往往写不满，那点空白就是内部碎片。

而稿纸抄完之后可以散放在书架的任意位置，不必挨着——这就是”离散分配”，外部碎片由此消失。

为什么这样叠加是有效的：

分段那一层保留了逻辑完整性，共享和保护仍可以按段进行；分页那一层负责物理落地，每个段被切成整页去占用任意空闲页框，于是外部碎片被彻底消除。

代价是引入了内部碎片——每个段的最后一页通常装不满。注意这里的碎片量比纯分页更多：纯分页是整个进程浪费半页，段页式是每个段各浪费半页。

地址结构

逻辑地址被拆成三段：

逻辑地址段号逻辑划分页号页内偏移物理划分

注意后两段的关系：页号和页内偏移合起来，才是原来分段里的”段内偏移”。也就是说段页式是把分段的段内地址又按分页的规则拆了一次。

地址变换：三次访存

flowchart TB
    LA["逻辑地址　<b>段号 S</b> | <b>页号 P</b> | 页内偏移 W"]:::la
    R["段表寄存器<br/>（段表始址 + 段表长度）"]:::reg
    S1["<b>① 查段表</b><br/>得该段的页表始址"]:::step
    S2["<b>② 查页表</b><br/>得页框号 F"]:::step
    S3["<b>③ 访问目标单元</b><br/>物理地址 = F ‖ W"]:::pa

    LA --> R --> S1 --> S2 --> S3

    classDef la fill:#dbeafe,stroke:#2563eb,color:#1e3a5f
    classDef reg fill:#f1f5f9,stroke:#94a3b8,color:#334155
    classDef step fill:#fef3c7,stroke:#d97706,color:#78350f
    classDef pa fill:#dcfce7,stroke:#16a34a,color:#14532d

无快表或快表未命中时，一次访问通常需要三次访存：查段表、查页表、取数据（假设所需表项和页面均已在内存，不发生缺页）。这是段页式最大的性能代价，因此用 TLB 加速地址变换——TLB 命中时可直接由”段号+页号”得到页框号，一次主存访问即可取得数据。

表的数量关系要分清：

  • 每个进程一张段表
  • 每个段一张页表

所以一个进程有 1 张段表、 张页表（ 为段数）。这个数量关系是选择题常客。

段表项与纯分段不同——它存的不再是”段的基址”，而是该段页表的始址和长度：

段号页表长度页表始址

TLB 存什么：按 408 常用教材模型回答

可以直接用于答题的表述

TLB（快表）存放最近访问的部分页面的地址变换信息，也可称为部分页表项的缓存。在段页式中，以“段号 + 段内页号”标识一个页面，记录它对应的物理页框号。

核心对应关系是 ：

段号 段内页号 物理页框号
标识哪个段标识该段的哪一页给出这一页在主存中的位置

实际表项还可包含有效位、访问权限等控制信息；回答“存什么”时，抓住段号、页号、页框号这三个核心字段即可。

🔗 字段对照见 CO 3.6.2：页表项字段表；TLB 如何在此基础上增加标记，见 TLB 项的组成。CO 该节讲的是页式模型，本节段页式的页面标识则是段号 + 段内页号。

为什么要带段号？ 各段都有自己的页表，两个不同段都可以有“第 0 页”，但对应的页框可能不同。因此在这个段页式模型中，不能只拿段内页号去匹配，必须连同段号一起识别页面。

命中以后怎么用？ 用 匹配快表，命中得到 ，再与逻辑地址中原有的页内偏移 组合，形成物理地址 。页内偏移不需要由 TLB 保存或转换，它直接沿用。合法访问且命中时，无须再到主存查段表、页表，只需访问一次目标单元；查 TLB 的时间另计，不算一次主存访问。

三个容易混淆的说法：

  • “TLB 缓存部分页表项”——可以；在本节中最好补全为带段号、段内页号标记的页面到页框的映射。
  • “TLB 存的是段表项，命中后只得到页表始址”——不是这里的快表模型；它缓存的是已经完成两级查表的地址变换结果，能直接给出页框号。
  • “TLB 存的是页面中的指令或数据”——错误；TLB 存地址映射，数据 Cache 才缓存指令或数据内容。

越界检查

段页式仍需两次检查，但第二次的对象变了：

  1. 段号 S ≥ 段表长度？ → 越界中断
  2. 页号 P ≥ 该段的页表长度？ → 越界中断

页内偏移 W 不需要检查——它的位数固定，天然不会超出页面大小。这一点与纯分段不同（纯分段要检查段内偏移是否超过段长）。

边界

三种方式的地址维度

段页式的逻辑地址仍然是二维的，不是三维。

原因是：页号和页内偏移是系统自动从”段内地址”里截出来的，对用户不可见。 程序员编程时给出的仍然只有段号和段内地址两个信息，与纯分段完全一样。

判据还是那一条：用户需要显式给出几个数？ 段页式需要给两个（段号、段内地址），所以是二维。

段页式的碎片：内部有，外部无

内部碎片外部碎片
分页有（进程最后一页）无
分段无有
段页式有（每段最后一页）无

段页式继承了分页的碎片形态，因为物理分配是按页框进行的。而且如上所述，它的内部碎片总量通常大于纯分页——段数越多，浪费越多。

与 JVM 内存布局的关系

疑问点：段页式与 JVM 的内存划分是否同源

JVM 的内存区域划分与段页式管理颇为相似。JVM 出现的时间是否足够早？ 早期是否也经历了从连续分配演变而来的过程？

相似是真的，但两者没有历史上的传承关系，而且不在同一个层次上。

时间线先厘清：段页式管理出现在 1960 年代（Multics 系统是代表），而 JVM 发布于 1995 年。段页式远早于 JVM，不存在”JVM 影响了操作系统”的可能。

层次差异才是关键：

操作系统的段页式JVM 的内存区域划分
由谁实现内核 + 硬件（MMU）用户态的运行时
管理的对象进程的虚拟地址空间 → 物理页框JVM 自己从 OS 申请来的那一块虚拟地址空间
是否涉及页表是，由硬件查表否，纯软件记账

也就是说：JVM 的”分区”是建立在操作系统已经提供的虚拟地址空间之上的。 JVM 把方法区、堆、栈划分好之后，这些区域最终仍然要由操作系统按页映射到物理页框。

两层是叠加关系，不是同一层的两种做法。

那为什么看起来像？因为它们采用了同一种通用思想：按逻辑功能划分区域，便于分别管理和保护。这个思想在计算机系统中被反复使用，不限于这两处。

倒是有一处对应更贴切：JVM 堆内部的划分——尤其是 G1 收集器把堆切成大小相同的 Region——在形态上更接近”分页”而非”分段”。理由完全一致：固定大小的块便于分配、回收和整理，还能避免碎片。 这与分页消除外部碎片的动机是同一个。

范围提示：这部分内容不在 408 考纲内，此处列出仅为把两个层次分开，避免用 JVM 的印象去套操作系统的机制。

段页式解决了什么、没解决什么

解决了：外部碎片（靠分页）、共享与保护的粒度（靠分段）。

没解决：内部碎片仍在，而且比纯分页更多；访存次数增加到 3 次，性能下降（靠 TLB 缓解）。

这说明段页式不是”更优”的方案，而是”更贵但更全面”的方案。 实际系统的选择要看权衡——现代主流系统（Linux、Windows）实际上以分页为主，段的功能被大幅弱化。

对照速查

分页分段段页式
地址结构页号 ‖ 偏移段号 ‖ 段内偏移段号 ‖ 页号 ‖ 偏移
地址维度一维二维二维
长度固定可变段可变、页固定
内部碎片有无有（每段末页）
外部碎片无有无
表的数量每进程 1 张页表每进程 1 张段表1 张段表 + 每段 1 张页表
访存次数（无 TLB）223
便于共享保护否是是
越界检查分段段页式
第一次段号 vs 段表长度段号 vs 段表长度
第二次段内偏移 vs 段长页号 vs 该段页表长度

考点

  • “段可变长”体现为页数不同，不是页的大小不同
  • 地址结构三段式，页号+页内偏移合起来才是段内地址
  • 一张段表 + 每段一张页表（数量关系）
  • 段表项存的是页表始址，不是段的基址
  • TLB 存页面到页框的映射：以段号 + 段内页号匹配，得到物理页框号；页内偏移保持不变
  • 访存 3 次（段表、页表、数据），TLB 几乎必需
  • 地址仍是二维，不是三维
  • 碎片：有内部、无外部，且内部碎片多于纯分页

链接

反向链接