🌄1 两级页表
🏙️1.1 知识总览
🏙️1.2 单极页表存在的问题
🚂1.2.1 假设
页面大小为4KB，即212的字节，因此需要12个二进制位来存储，该计算机就支持32位，因此有20个二进制位表示页号，即可以表示220个页面，每个页面在页表中都必须对应一个页表项，因此页表中的页表项最多可以有220个，所以一个页表需要的最大空间为220*4 = 222B，而为了存储页表必须需要（222）/（2^12） = 2^10个连续的页框（页表必须连续存放）。
🚂1.2.2 结论
🏙️1.3 对第一个问题的解决
🚂1.3.1 思路
为了解决单极页表存在的几个问题，可以考虑将页表也进行分页并离散存储（单击页表中是将进程的页面离散存储）。
🚂1.3.2 原理
对于给定的计算机配置信息（按字节寻址，支持32位，页面大小为4kb，页表项长度为4b），一个进程最多有220个页面，而每个页框可以存储的页表项个数为4kb/4b=210 = 1024个页表项。由此，可以将页表的2^20拆分成1024组，每组有1024个页表项，用一个二级页表存储单级页表，
🚂1.3.3 逻辑结构的改变
32位二进制位中，前10位用来表示二级页表，后10位用来表示每个二级页表包含的单极页表，最后12位表示页面偏移量。
🚂1.3.4 如何进行寻址
简单来说就是逐个寻找，先找一级地址，再在一级地址内找二级地址，最后根据页面偏移量找到对应的物理地址
🏙️1.4 对第二个问题的解决
当需要的页面不在内存中时会发生缺页中断（这是一个内中断），接着将目标页面从外存调入内存。
🏙️1.5 其他需要注意的细节
1. 各级页表的大小不可以超过一个页面。如果分为两级页表后，各级页表还是超过一个页面，则应该采用更多的顶级页表。
TIPS：如果一个页表分为了好几页，那么不同页中可能页号有重叠，可能会照成无法区分顶级页表的后果。
例子：
业内偏移量位数实质上就是需要用几位二进制位来表示页面大小。这里4kb = 2^12，因此需要12位。每个页面包含的页表项个数位4kb/4b = 2^10个，因此一个页面最多可以包含10个二进制位。
由于页内偏移量为12位，因此页号位数为28位，而每级页表最多表示10位，因此此题需要分三级页表，分别占：8、10、10。逻辑结构如图：
2. 假如没有快表结构，那么N级页表访问一个逻辑地址需要经历N+1次访存，其中，依次访问各级页需要N次，最后得到了逻辑地址对应的物理地址后还需1次访存。
🏙️1.6 总结
🌄2 基本分段存储管理方法
🎡2.1 总览
🎡2.2 分段的基本概念
🚂2.2.1 定义
类比于程序，其中的main函数是一段，而定义在main函数之外的其他函数也是一段。
🚂2.2.2 特点
（1）当采用分段存储时，各段可以离散的存储，但是一个特定的段占据连续的内存空间。
（2）由于是按照逻辑功能划分模块，用户的编程更加方便，程序的可读性更加高。
（3）在编译程序时，系统会将段名转换为段号。
🚂2.2.3 实例
🚂2.2.4 逻辑地址结构
实例：对于编译后的机器汇编语言：
🎡2.3 段表的基本概念
🚃2.2.1 示意图
段表的作用类似于页表，记录各段的物理存储位置
🚃2.3.2 段表的特点
（1）与页表类似，由于段在逻辑上在连续存储的，所以段号实际上是不需要被保存的。
只需记录段长以及各段的长度（基址）
（2）段表项的长度是固定的。如果段的逻辑结构中段内地址为16位，系统使用16个二进
制位就可以表示最大段长；而系统的物理地址肯定也对应一个最大字节长度（假设为4GB，
对应32位）；段号无须存储。因此可以让每个段表项占16+32=48位，即6个字节。
🎡2.4 地址的变换过程
1. 进程在发生切换时，其PCB会被放入段表寄存器。系统在得到逻辑地址后，将其分解为段号S、段内地址W。
2. 首先检查段号是否合法（段号是否越界）。假如S是否>=段表长度M（从段表寄存器中读取），那么段号越界，系统发生越界中断。注意此处因为段表长度至少为1，而段号从0开始，所以当S=M时也相当于越界。
3. 将段号在段表中进行匹配，并得到段长C，此时如果W>=C，那么段长越界，发生越界中断。注意当采用页表时此处无须比较，因为页表的各页表项的长度是固定的，但是段表的段长是不固定的。假如没有越界，那么就取出基址，将基址与段内地址相加得到最后的物理地址。
4. 示意图如下所示：
🎡2.5 分段、分页管理的区别
🚃2.5.1 存储逻辑的区别
🚃2.5.2 分段的优点
分段比分页更容易实现信息的共享和保护
（1）信息的共享
假设计算机采用分段管理，且有这样一段代码空间
其中1号段是A、B号进程都想访问的，那么只需让各进程的段表项指向同一个段即可实现共享
而假如计算机采用分页管理，那么上述的代码空间应变为：
页面不是按照逻辑模块划分的，此时就很难实现信息的共享
（2)信息的保护
与信息共享类似，假如进程A不允许某个进程访问某个空间，只需将这段置标记为不可访问即可。而分页管理就很难实现
🚃2.5.3 访问一个逻辑单元的访存次数
🎡2.6 总结
🌄3 段页式管理方法
🎢3.1 总览
🎢3.2 分段、分页的优缺点
🎢3.3 段页式管理的基本概念
比如说：
🎢3.4 段页式管理的逻辑地址结构
🚉3.4.1 结构划分
🚉3.4.2 解释
🚉3.4.3 注意
🎢3.5 段页式管理中的段表和页表
🚃3.5.1 段表
基本结构：
由于各段被分为几页是不确定的，因此需要记录页表的长度，同时为了确定物理地址，还需要存放页表的起始地址（页表存放块号）。每一个段需要对应一个页表。
从图中可以看出，每个段表项的长度是相同的（只需记录页表长度即起始块号），因此段号是可以隐藏的。
🚃3.5.2 页表
基本结构
页面的大小都是相同的，因此页号是隐藏的。只需记录各页号对应的内存块号即可。
🚃3.5.3 总结
一个进程会被划分为多个段，所有的段构成一段表。而每一个段会被划分为多个页面，因此一个段对应一个页表。
总结：一个进程对应一个段表，但对应多个页表。
🚃3.5.4 示意图
🎢3.6 地址转换过程
首先，进程被调度时，其PCB中的段表起始地址F与段表长度M都会被复制放入操作系统的段表寄存器中；
接着读出逻辑地址中的段号S，并与段表长度进行比较，假如S>=M，（这里的=与前面的段式管理类似）说明越界，产生越界中断。
段号合法后，操作系统根据段表起始地址F查询到该进程对应的段表，根据段号查询到对应的段表项，
操作系统从逻辑地址读出页号P，并于段表项中的页表长度L进行对比，假如P>L，说明页号越界，产生越界中断。
页号合法后，操作系统从段表项中读出页表起始地址，根据页号查询页表得到内存块号，并结合逻辑地址中的业内偏移量得到最终的物理地址并访问。
具体过程示意图如下：
访存过程中，操作系统共需要访问三次内存。第一次是查询段表，第二次是查询页表，第三次是访问目标地址。我们也可以引入快表，以段号和页号作为关键字。
🎢3.7 总结
🕮 4 总结
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