《操作系统导论》阅读笔记（十）分段机制

阅读笔记主要来自原书第 16 章。该章对虚拟内存的分段机制进行了详细的介绍。

0、前言

到目前为止，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，存在一个问题：栈和堆之间，有一大块“空闲”空间。

如图所示，如果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期望的那样灵活。因此：

如何支持在堆栈和堆之间有大量空闲空间的大地址空间呢？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。

1、分段：泛化的基址 / 界限

为了解决这个问题，分段的概念应运而生。这个想法很简单，在 MMU 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。

来看一个例子。如果将上图中的地址空间放入物理内存。通过给每个段一对基址和界限寄存器，可以将每个段独立地放入物理内存。如下图所示，64KB 的物理内存中放置了 3 个段（为操作系统保留 16KB 空间）。

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（稀疏地址空间）。

需要 MMU 中的硬件结构来支持分段：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 00	32KB	2KB
堆 01	34KB	2KB
栈 11	28KB	2KB

如表所示，代码段放在物理地址 32KB，大小是 2KB。堆在 34KB，大小也是 2KB。

通过第一张图中的地址空间，来看一个地址转换的例子。假设现在要引用虚拟地址 100（在代码段中），MMU 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。（~~如果采用第一种方式的话，那么在将虚拟地址与基址寄存器内容求和前，就检查界限，当然这无关紧要~~）

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。

来看一个堆中的地址，虚拟地址 4200（同样参考第一张图）。如果用虚拟地址 4200 加上堆的基址（34KB），得到物理地址 39016，这不是正确的地址。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 4K（4096）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（104）加上基址寄存器中的物理地址（34KB），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，它超出了堆的边界呢？那么硬件会发现该地址越界，因此陷入操作系统，很可能导致终止出错进程。这就是每个 C 程序员都感到恐慌的术语的来源：段异常或段错误（segmentation fault）。

2、引用哪个段

硬件在地址转换时使用段寄存器。它如何知道段内的偏移量，以及地址引用了哪个段？一种常见的方式就是用虚拟地址的开头几位来标识不同的段，VAX/VMS 系统使用了这种技术。在之前的例子中，有 3 个段，因此需要两位来标识。如果我们用 14 位虚拟地址的前两位来标识，那么虚拟地址如下所示：

那么在我们的例子中，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）告诉硬件引用哪个段。剩下的 12 位是段内偏移：000001101000（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，可以为上面的常量填上值。具体来说，SEG_MASK 为 0x3000，SEG_SHIFT 为 12，OFFSET_MASK 为 0xFFF。

上面使用两位来区分段，但实际只有 3 个段（代码、堆、栈），因此有一个段的地址空间被浪费。如果将堆和栈当作同一个段，那么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。

3、栈怎么办

到目前为止，还没有讲地址空间中的一个重要部分：栈。在第一张表中，栈被重定位到物理地址 28KB。但有一点关键区别，它反向增长。在物理内存中，它始于 28KB，增长回到 26KB，相应虚拟地址从 16KB 到 14KB。地址转换必须有所不同。

首先，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）。下表更新了硬件记录的视图。

段	基址	大小	是否正向增长
代码 00	32KB	2KB	1
堆 01	34KB	2KB	1
栈 11	28KB	2KB	0

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。

在这个例子中，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。（为什么不像前面处理堆的转换一样，首先减去栈的偏移量，15KB - 16KB = -1KB，然后28KB + -1KB = 27KB）。

4、支持共享

随着分段机制的不断改进，系统设计人员很快意识到，通过再多一点的硬件支持，就能实现新的效率提升。具体来说，要节省内存，有时候在地址空间之间共享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。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。

下表展示了一个例子，是硬件（和操作系统）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	是否正向增长	保护位
代码 00	32KB	2KB	1	读-执行
堆 01	34KB	2KB	1	读-写
栈 11	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。

5、细粒度与粗粒度的分段

现有的例子大多针对只有很少的几个段的系统（即代码、栈、堆）。可以认为这种分段是粗粒度的，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（如 Multics）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。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。例如，像 Burroughs B5000 这样的早期机器可以支持成千上万的段，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，从而可以更高效地利用内存。

6、操作系统支持

现在应该大致了解了分段的基本原理。系统运行时，地址空间中的不同段被重定位到物理内存中。与我们之前介绍的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。

然而，分段也带来了一些新的问题。我们先介绍必须关注的操作系统新问题。第一个是老问题：操作系统在上下文切换时应该做什么？你可能已经猜到了：各个段寄存器中的内容必须保存和恢复。显然，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。

第二个问题更重要，即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，如下边左图所示。

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链表管理算法，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。但遗憾的是，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。

提示：如果有一千个解决方案，就没有特别好的

存在如此多不同的算法来尝试减少外部碎片，正说明了解决这个问题没有最好的办法。因此我们满足于找到一个合理的足够好的方案。唯一真正的解决办法就是，完全避免这个问题，永远不要分配不同大小的内存块。

7、小节

分段解决了一些问题，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。

但在内存中分配不同大小的段会导致一些问题。首先，是外部碎片。由于段的大小不同，空闲内存被割裂成各种奇怪的大小，因此满足内存分配请求可能会很难。用户可以尝试采用聪明的算法，或定期紧凑内存，但问题依然存在。

第二个问题也许更重要，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。因此依然需要找到新的解决方案。

操作系统