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Langchain系列文章目录Python系列文章目录PyTorch系列文章目录机器学习系列文章目录深度学习系列文章目录Java系列文章目录JavaScript系列文章目录Python系列文章目录Go语言系列文章目录Docker系列文章目录操作系统系列文章目录摘要一、回顾：连续分配的“切肤之痛”1.1 外部碎片的困境1.2 紧凑技术的代价

二、分页（Paging）：化整为零的智慧2.1 核心思想：空间离散化2.2 关键组件：页框（Frame）与页面（Page）2.2.1 物理内存的“格子”：页框（Frame）2.2.2 逻辑地址的“书页”：页面（Page）

三、地址翻译的“导航图”：页表（Page Table）3.1 为什么需要页表？3.2 页表的结构与内容3.3 页表寄存器（PTR）

四、分页系统中的地址翻译全过程4.1 逻辑地址的结构4.2 MMU 的工作流程（图解）4.3 一个计算实例

五、分页的优缺点分析5.1 优点：分页带来的革命（1）彻底解决外部碎片（2）支持共享与保护（3）方便内存分配与管理

5.2 缺点与挑战（1）内存访问效率降低（2）内部碎片问题（3）页表存储开销

六、总结

摘要

在上一篇文章中，我们探讨了连续内存分配及其带来的“后遗症”——内存碎片，尤其是难以解决的外部碎片。这些碎片如同散落在停车场里的无数小空地，虽然总面积可观，却无法停放一辆完整的汽车，导致了严重的内存浪费。为了克服这一瓶颈，计算机科学家们提出了一种革命性的非连续内存分配方案，它就是现代操作系统的内存管理基石——分页（Paging）。本文将带领您深入理解分页机制，从其核心思想出发，详细拆解页表的工作原理，并图文并茂地揭示地址翻译的全过程。学完本篇，您将彻底明白操作系统是如何巧妙地“化整为零”，实现高效、灵活的内存管理的。

一、回顾：连续分配的“切肤之痛”

在深入分页的世界之前，让我们简要回顾一下连续分配方式为何让我们“痛苦不堪”。

1.1 外部碎片的困境

连续分配要求为进程分配一块地址连续的物理内存。随着进程的创建和销毁，物理内存中会逐渐产生许多不连续的小空闲块。

如图所示，即使空闲内存的总和（10MB + 20MB = 30MB）足以容纳一个新的 25MB 的进程，但由于这些空闲块是不连续的，系统无法为新进程分配空间。这就是外部碎片，它极大地降低了内存的利用率。

1.2 紧凑技术的代价

为了解决外部碎片，一种名为“紧凑（Compaction）”的技术应运而生。它通过移动内存中的进程，将所有空闲空间合并成一个大的连续块。

然而，紧凑技术的代价极其高昂：

系统停顿：在移动内存期间，所有进程都必须暂停执行。性能开销：涉及大量内存内容的复制，是一项非常耗时的工作。重定位问题：移动后，需要更新进程的地址引用，十分复杂。

显然，紧凑是一种“治标不治本”的笨重方法。我们需要一种从根本上避免外部碎片的策略。分页机制，正是为此而生。

二、分页（Paging）：化整为零的智慧

分页机制彻底抛弃了“连续性”这一硬性要求，其核心思想可以概括为：空间离散化，逻辑上连续，物理上分散。

2.1 核心思想：空间离散化

分页采取了“化整为零，再按需组合”的策略：

物理内存：被划分为一系列大小相等的固定大小的块，每个块称为页框（Frame）或物理页。进程的逻辑地址空间：也被划分为与页框大小相等的块，每个块称为页面（Page）或逻辑页。

当一个进程需要加载到内存时，操作系统会为它的每一个页面，在物理内存中寻找任意可用的页框进行存放。这意味着，一个进程的页面可以被存放在物理内存中任何不连续的页框里。

核心优势：由于内存是以页框为单位进行分配的，所以永远不会产生比页框更小的空闲块。即使有空闲块，也必然是一个或多个完整的页框，可以直接分配给任何需要页面的进程。因此，分页从根本上消除了外部碎片。

2.2 关键组件：页框（Frame）与页面（Page）

让我们来精确定义这两个核心概念。

2.2.1 物理内存的“格子”：页框（Frame）

定义：页框是物理内存的划分单位。特性：大小固定（如 4KB、8KB），每个页框都有一个唯一的编号，称为页框号（Frame Number），从 0 开始。物理地址可以表示为(页框号, 偏移量)。

2.2.2 逻辑地址的“书页”：页面（Page）

定义：页面是进程逻辑地址空间的划分单位。特性：大小必须与页框大小相等。每个页面也有一个唯一的编号，称为页号（Page Number），同样从 0 开始。进程的逻辑地址可以表示为(页号, 偏移量)。

特性页面 (Page)页框 (Frame)存在于进程的逻辑地址空间物理内存单位逻辑空间的划分单位物理内存的划分单位大小固定，与页框大小相等固定，与页面大小相等编号页号 (Page Number)页框号 (Frame Number)作用管理进程的地址空间管理物理内存

三、地址翻译的“导航图”：页表（Page Table）

现在问题来了：进程的页面被分散地存放在物理内存中，CPU 执行指令时，给出的地址是逻辑地址（如“访问我第 2 页的第 100 个字节”）。操作系统如何知道这个“第 2 页”到底被放到了哪个物理页框里呢？

答案是：通过一张名为**页表（Page Table）**的“导航图”。

3.1 为什么需要页表？

页表是操作系统为每个进程维护的一个核心数据结构。它的作用就像一本书的目录，记录了每个页面（逻辑上的）与它所存放的页框（物理上的）之间的映射关系。

一句话总结：页表实现了从页号到页框号的转换。

3.2 页表的结构与内容

最简单的页表就是一个数组，其：

索引（Index）：是页号。值（Value）：是该页号对应的页框号。

如上图所示，该进程的：

页面 0 存放在物理页框 5 中。页面 1 存放在物理页框 2 中。页面 2 存放在物理页框 7 中。… 以此类推。

一个页表项（Page Table Entry, PTE）除了最基本的页框号外，通常还包含其他重要的控制位：

有效位（Present/Valid Bit）：指示该页面是否已加载到物理内存中。保护位（Protection Bit）：控制对该页的访问权限（如读、写、执行）。修改位（Modified/Dirty Bit）：记录该页在内存中是否被修改过。访问位（Accessed Bit）：记录该页是否被访问过。

这些额外的位在实现虚拟内存、页面置换等高级功能时至关重要。

3.3 页表寄存器（PTR）

每个进程都有自己独立的页表，页表本身也存放在内存中。当进程切换时，CPU 需要知道当前运行进程的页表在哪里。为此，CPU 中设置了专门的寄存器：

页表基地址寄存器（Page Table Base Register, PTBR）：存放当前进程页表的起始物理地址。页表长度寄存器（Page Table Length Register, PTLR）：存放当前进程页表的大小（或条目数）。

当操作系统调度一个新进程运行时，会将该进程的页表起始地址和长度加载到 PTBR 和 PTLR 中。这样，硬件（MMU）就能快速定位到正确的页表。

四、分页系统中的地址翻译全过程

理解了分页和页表的基本概念后，我们来走一遍最关键的流程：逻辑地址到物理地址的翻译过程。这个过程由硬件——**内存管理单元（MMU）**自动完成。

4.1 逻辑地址的结构

在分页系统中，一个逻辑地址不再是单一的数值，而是被划分为两个部分：

页号（Page Number, p）：指定地址属于哪个页面。页内偏移量（Offset, d）：指定地址在所选页面内的具体位置。

逻辑地址 = (页号 p, 偏移量 d)

地址的划分方式由页面大小决定。如果页面大小为

2

n

2^n

2n 字节，那么逻辑地址的低

n

n

n 位就是页内偏移量

d

d

d，而高位部分就是页号

p

p

p。

例如：假设页面大小为 4KB (

2

12

2^{12}

212 字节)，对于一个 32 位的逻辑地址：

偏移量

d

d

d：占用低 12 位（因为

2

12

2^{12}

212 字节的页内地址范围是 0 到 4095，需要 12 位来表示）。页号

p

p

p：占用高 32 - 12 = 20 位。

4.2 MMU 的工作流程（图解）

当 CPU 需要访问一个逻辑地址时，MMU 会执行以下步骤：

分解地址：CPU 产生一个逻辑地址，MMU 自动将其分解为页号

p

p

p 和偏移量

d

d

d。定位页表项：MMU 使用 PTBR（页表基地址）和页号

p

p

p 来定位页表中的相应条目。页表项的物理地址计算公式为：PTE_Address = PTBR + p * PTE_Size。查找页框号：MMU 从内存中读取该页表项，从中提取出物理页框号

f

f

f。构建物理地址：MMU 将得到的页框号

f

f

f 与原始的偏移量

d

d

d 拼接起来，形成最终的物理地址。

物理地址的高位是页框号

f

f

f。物理地址的低位是偏移量

d

d

d。 访问内存：MMU 将生成的物理地址发送到内存总线，完成数据的读取或写入。

关键点：在整个翻译过程中，页内偏移量

d

d

d 始终保持不变。地址翻译的本质就是将逻辑地址中的页号

p

p

p 替换为物理地址中的页框号

f

f

f。

4.3 一个计算实例

假设一个系统：

页面大小为 1KB (1024 字节)。某进程的页表部分内容如下：页面 2 -> 页框 8。CPU 需要访问逻辑地址 2500。

翻译步骤：

分解逻辑地址 2500：

页号

p

=

⌊

2500

/

1024

⌋

=

2

p = \lfloor 2500 / 1024 \rfloor = 2

p=⌊2500/1024⌋=2。偏移量

d

=

2500

m

o

d

1024

=

452

d = 2500 \mod 1024 = 452

d=2500mod1024=452。逻辑地址 2500 等价于 (页号 2, 偏移量 452)。 查找页表：MMU 查找页表，发现页号 2 对应的页框号为 8。

构建物理地址：

页框 8 的起始物理地址是

8

×

1024

=

8192

8 \times 1024 = 8192

8×1024=8192。最终物理地址 = 页框起始地址 + 偏移量 =

8192

+

452

=

8644

8192 + 452 = 8644

8192+452=8644。

因此，对逻辑地址 2500 的访问，最终会转化为对物理地址 8644 的访问。

五、分页的优缺点分析

分页机制无疑是内存管理的一大飞跃，但它也并非完美无缺。

5.1 优点：分页带来的革命

（1）彻底解决外部碎片

这是分页机制最核心的贡献，极大地提高了内存利用率。

（2）支持共享与保护

不同的进程可以通过各自的页表项指向同一个物理页框，轻松实现代码或数据的共享。同时，页表中的保护位可以为每个页面提供精细化的访问控制。

（3）方便内存分配与管理

操作系统分配内存时，只需在空闲页框链表中取出一个页框即可，无需查找大小合适的连续空间。回收时也同样简单，只需将页框归还到链表中。

5.2 缺点与挑战

（1）内存访问效率降低

这是分页最主要的性能问题。仔细观察地址翻译过程可以发现，一次逻辑地址的访问，需要两次物理内存访问：

第一次：访问内存中的页表，获取页框号。第二次：访问根据页框号和偏移量计算出的最终物理地址，获取数据。 内存访问速度变慢了一倍，这在大多数情况下是不可接受的。这个致命问题将由我们下一讲的主角——**快表（TLB）**来解决。

（2）内部碎片问题

分页消除了外部碎片，但引入了内部碎片。因为进程的实际大小不一定是页面大小的整数倍，所以最后一个页面通常会有一部分空间被浪费掉。例如，一个 9KB 的进程，在页面大小为 4KB 的系统中，需要 3 个页面。最后一个页面只使用了 1KB，剩下的 3KB 就成了内部碎片。

（3）页表存储开销

对于逻辑地址空间非常大的系统（如 64 位系统），页表本身可能会变得异常庞大，占用大量宝贵的内存空间。这个问题则由多级页表等技术来缓解。

六、总结

本文深入探讨了现代操作系统内存管理的核心技术——分页机制。它是对传统连续分配方式的一次彻底革命。

核心动机：为了解决连续分配导致的外部碎片问题，分页机制应运而生。核心思想：将物理内存划分为页框，将逻辑地址空间划分为页面，通过允许页面离散存放在页框中，消除了外部碎片。关键数据结构：页表，它为每个进程维护一个从“页号”到“页框号”的映射，是地址翻译的枢纽。地址翻译：由硬件MMU自动完成，将逻辑地址分解为**(页号p, 偏移量d)，通过查询页表将p替换为页框号f**，最终形成物理地址**(f, d)**。主要挑战：分页引入了两次内存访问的性能开销和页表占用空间的问题，这为我们后续学习快表（TLB）和多级页表埋下了伏笔。

分页机制为虚拟内存的实现铺平了道路，是理解整个现代操作系统内存体系的必经之路。在接下来的文章中，我们将继续探讨如何优化分页系统，让它变得更快、更高效。