《操作系统导论》第16章 | 分段

到目前为止，我们一直假设将所有进程的地址空间完整地加载到内存中。利用基址和界限寄存器，操作系统很容易将不同进程重定位到不同的物理内存区域。但是，对于这些内存区域，一件有趣的事是：栈和堆之间，有一大块“空闲”空间。

从图中可知，如果我们将整个地址空间放入物理内存，那么栈和堆之间的空间并没有被进程使用，却依然占用了实际的物理内存。因此，简单的通过基址寄存器和界限寄存器实现的虚拟内存很浪费。另外，如果剩余物理内存无法提供连续区域来放置完整的地址空间，进程便无法运行。这种基址加界限的方式看来并不像我们期望的那样灵活。因此：怎样支持大地址空间，同时栈和堆之间（可能）有大量空闲空间？在之前的例子里，地址空间非常小，所以这种浪费并不明显。但设想一个32位（4GB）的地址空间，通常的程序只会使用几兆的内存，但需要整个地址空间都放在内存中。

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。它在内存管理单元中引入不止一个基址和界限寄存器对，而是给地址空间内的每个逻辑段一对。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。

如上图所示，64KB的物理内存中放置了3个段（为操作系统保留16KB）。从图中可以看到，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）。在这种情况下，需要一组3对基址和界限寄存器。下表展示了上面的例子中的寄存器值，每个界限寄存器记录了一个段的大小。

段	基址	大小
代码	32KB	2KB
堆	34KB	3KB
栈	28KB	2KB

假设现在要在代码段中引用虚拟地址100，内存管理单元将基址值加上偏移量（100）得到实际的物理地址：100 + 32KB = 32868。然后它会检查该地址是否在界限内（100小于2KB），发现是的，于是发起对物理地址32868的引用。来看一个堆中的地址，虚拟地址4200。我们首先应该先减去堆的偏移量，即该地址指的是这个段中的哪个字节。因为堆从虚拟地址4KB开始，4200的偏移量实际上是4200减去4096，即104，然后用这个偏移量加上基址寄存器中的物理地址，得到真正的物理地址34920。如果我们试图访问非法的地址，例如7KB，硬件会发现该地址越界，导致段异常或段错误。

段内偏移

硬件在地址转换时使用段寄存器，那么它是如何知道段地址以及段内偏移量的呢？一种常见的（显式）方式是用虚拟地址的开头几位来标识不同的段。在之前的例子中，我们有3个段，因此需要两位来标识。假设我们的虚拟地址有14位，它的前两位用来标识不同的段，剩下的12位用来标识段内偏移量。

在我们的例子中，如果前两位是00，硬件就知道这是属于代码段的地址，因此使用代码段的基址和界限来重定位到正确的物理地址。如果前两位是01，则是堆地址，对应地，使用堆的基址和界限。下面来看一个4200之上的堆虚拟地址，进行进制转换，确保弄清楚这些内容。虚拟地址4200的二进制形式如下：

从图中可以看到，前两位（01）告诉硬件我们引用哪个段。剩下的12位是段内偏移：0000 0110 1000（即十六进制0x068或十进制104）。因此，硬件就用前两位来决定使用哪个段寄存器，然后用后12位作为段内偏移。偏移量与基址寄存器相加，硬件就得到了最终的物理地址。请注意，偏移量也简化了对段边界的判断。我们只要检查偏移量是否小于界限，大于界限的为非法地址。因此，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：

// get top 2 bits of 14-bit VA
Segment = (VirtualAddress & SEG_MASK) >> SEG_SHIFT
// now get offset
Offset = VirtualAddress & OFFSET_MASK
if (Offset >= Bounds[Segment])
    RaiseException(PROTECTION_FAULT)
else
    PhysAddr = Base[Segment] + Offset
    Register = AccessMemory(PhysAddr)

在我们的例子中，SEG_MASK为0x3000，SEG_SHIFT为12，OFFSET_MASK为0xFFF。注意到，我们使用两位来区分段，但实际只有3个逻辑段（代码、堆、栈），有一个段的地址空间被浪费掉了。因此有些系统中会将堆和栈当作同一个段，这样只需要一位来做标识。

硬件还有其他方法来决定特定地址在哪个段。在隐式方式中，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。

栈

与代码段和堆段不同的是，栈反向增长。在我们的例子中，它始于物理地址28KB，增长回到26KB，相应虚拟地址从16KB到14KB。因此，地址转换必须与前二者有所不同。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）。在下表中，我们更新了硬件记录的视图。

段	基址	大小	是否自小而大增长
代码	32KB	2KB	1
堆	34KB	3KB	1
栈	28KB	2KB	0

假设要访问虚拟地址15KB，它被映射到物理地址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）来指定栈段，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中减去最大的段内偏移4KB（十六进制0xFFF），得到反向偏移量−1KB。只要用这个反向偏移量加上基址（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

有时候在地址空间之间共享某些内存段可以节省内存，提高效率。为了支持共享，需要一些额外的硬件支持，这就是保护位。我们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。下表展示了硬件和操作系统需要记录的额外信息。可以看到，代码段的权限是可读和可执行，因此物理内存中的一个段可以映射到多个虚拟地址空间。

段	基址	大小	是否自小而大增长	保护
代码	32KB	2KB	1	读——执行
堆	34KB	2KB	1	读——写
栈	28KB	2KB	0	读——写

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。

粗粒度与细粒度的分段

到目前为止，我们的例子大多针对只有很少的几个段的系统（即代码、栈、堆）。我们可以认为这种分段是粗粒度的（coarse-grained），因为它将地址空间分成较大的、粗粒度的块。但是，一些早期系统更灵活，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。有了操作系统和硬件的支持，编译器可以将代码段和数据段划分为许多不同的部分。当时的考虑是，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，哪些没有在使用，从而可以更高效地利用内存。

操作系统支持

使用分段技术能够大量地节省物理内存。然而，分段也带来了新的问题，即如何管理物理内存的空闲空间。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。之前，我们假设所有的地址空间大小相同，物理内存可以被认为是一些槽块，进程可以放进去。现在，每个进程都有一些段，每个段的大小也可能不同。

一般会遇到的问题是，物理内存很快充满了许多空闲空间的小洞，因而很难分配给新的段，或扩大已有的段。这种问题被称为外部碎片（external fragmentation），如下图（左边）所示。在这个例子中，一个进程需要分配一个20KB的段。当前有24KB空闲，但并不连续（是3个不相邻的块）。因此，操作系统无法满足这个20KB的请求。

该问题的一种解决方案是紧凑物理内存，重新安排原有的段。例如，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。这样做，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。上图（右边）是紧凑后的物理内存。

一种更简单的做法是利用空闲列表管理算法，试图保留大的内存块用于分配。相关的算法包括传统的最优匹配、最坏匹配、首次匹配等，我们将在第17章讨论该问题。