《Operatring System：Three Easy Pieces》第十六章分段

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分段：泛化的基址/界限

为了解决这个问题，分段（segmentation）的概念应运而生。在 MMU 中的每个逻辑段（segment）一对基址和界限寄存器对。一个段只是地址空间里的一个连续定长的区域，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。只有已用的内存才在物理内存中分配空间，因此可以容纳巨大的地址空间，其中包含大量未使用的地址空间（有时又称为稀疏地址空间，sparse address spaces）。需要 MMU 中的硬件结构来支持分断：在这种情况下，需要一组 3 对基址和界限寄存器。

比如访问 100，是在代码段中，物理地址则是 32KB+100=32868，然后判断是否在界限 32KB+2KB 内，合法时发起对物理地址的访问

比如访问 4200，是在堆段中，先找到相对于堆段起始位置偏移量 4200-4096=104，物理地址是 34KB+104=34920

补充：段错误段错误指的是在支持分段的机器上发生了非法的内存访问。有趣的是，即使在不支持分段的机器上这个术语依然保留。但如果你弄不清楚为什么代码老是出错，就没那么有趣了。

引用哪个段

显式方式

用虚拟地址的开头几位来标识不同的段。

如果基址和界限放在数组中（每个段一项），为了获得需要的物理地址，硬件会做下面这样的事：

隐式方式

硬件通过地址产生的方式来确定段。

例如，如果地址由程序计数器产生（即它是指令获取），那么地址在代码段。如果基于栈或基址指针，它一定在栈段。其他地址则在堆段。

因此有些系统中会将堆和栈当作同一个段，因此只需要一位来做标识。

栈怎么办

栈的增长方向和堆相反。

需要一点硬件支持。除了基址和界限外，硬件还需要知道段的增长方向（用一位区分，比如 1 代表自小而大增长，0 反之）。在表 16.2 中，我们更新了硬件记录的视图。

硬件理解段可以反向增长后，这种虚拟地址的地址转换必须有点不同。下面来看一个栈虚拟地址的例子，将它进行转换，以理解这个过程：假设要访问虚拟地址 15KB，它应该映射到物理地址 27KB。该虚拟地址的二进制形式是：11 1100 0000 0000（十六进制 0x3C00）。硬件利用前两位（11）来指定段，但然后我们要处理偏移量 3KB。为了得到正确的反向偏移，我们必须从 3KB 中减去最大的段地址：在这个例子中，段可以是 4KB，因此正确的偏移量是 3KB 减去 4KB，即−1KB。只要用这个反向偏移量（−1KB）加上基址（28KB），就得到了正确的物理地址 27KB。用户可以进行界限检查，确保反向偏移量的绝对值小于段的大小。

支持共享

要节省内存，有时候在地址空间之间共享（share）某些内存段是有用的。尤其是，代码共享很常见，今天的系统仍然在使用。

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。虽然每个进程都认为自己独占这块内存，但操作系统秘密地共享了内存，进程不能修改这些内存，所以假象得以保持。

有了保护位，前面描述的硬件算法也必须改变。除了检查虚拟地址是否越界，硬件还需要检查特定访问是否允许。如果用户进程试图写入只读段，或从非执行段执行指令，硬件会触发异常，让操作系统来处理出错进程。

细粒度与粗粒度的分段

粗粒度的（coarse-grained）分段，因为它将地址空间分成较大的、粗粒度的块。大多针对只有很少的几个段的系统（即代码、栈、堆）。

但是，一些早期系统（如 Multics[CV65, DD68]）更灵活，允许将地址空间划分为大量较小的段，这被称为细粒度（fine-grained）分段。

支持许多段需要进一步的硬件支持，并在内存中保存某种段表（segment table）。这种段表通常支持创建非常多的段，因此系统使用段的方式，可以比之前讨论的方式更灵活。

通过更细粒度的段，操作系统可以更好地了解哪些段在使用哪些没有，从而可以更高效地利用内存。

操作系统支持

系统运行时，地址空间中的不同段被重定位到物理内存中。与整个地址空间只有一个基址/界限寄存器对的方式相比，大量节省了物理内存。具体来说，栈和堆之间没有使用的区域就不需要再分配物理内存，让我们能将更多地址空间放进物理内存。

操作系统在上下文切换时，各个段寄存器中的内容必须保存和恢复。每个进程都有自己独立的虚拟地址空间，操作系统必须在进程运行前，确保这些寄存器被正确地赋值。新的地址空间被创建时，操作系统需要在物理内存中为它的段找到空间。一般会遇到的问题是会产生外部碎片（external fragmentation）。

解决方式有两种：

紧凑（compact）物理内存，重新安排原有的段

操作系统先终止运行的进程，将它们的数据复制到连续的内存区域中去，改变它们的段寄存器中的值，指向新的物理地址，从而得到了足够大的连续空闲空间。

样做，操作系统能让新的内存分配请求成功。但是，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。

空闲列表管理算法

试图保留大的内存块用于分配。相关的算法可能有成百上千种，包括传统的最优匹配（best-fit，从空闲链表中找最接近需要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）这样更复杂的算法

小结

分段帮助我们实现了更高效的虚拟内存。

不只是动态重定位，通过避免地址空间的逻辑段之间的大量潜在的内存浪费，分段能更好地支持稀疏地址空间。它还很快，因为分段要求的算法很容易，很适合硬件完成，地址转换的开销极小。

分段还有一个附加的好处：代码共享。如果代码放在独立的段中，这样的段就可能被多个运行的程序共享。

在内存中分配不同大小的段会导致外部碎片。

分段还是不足以支持更一般化的稀疏地址空间。例如，如果有一个很大但是稀疏的堆，都在一个逻辑段中，整个堆仍然必须完整地加载到内存中。换言之，如果使用地址空间的方式不能很好地匹配底层分段的设计目标，分段就不能很好地工作。

参考

Operating Systems: Three Easy Pieces 中文版

学习笔记