非连续内存分配之页表知识点目录
页表（由操作系统生成）：
- 页表概述
- 转换后备缓冲区（
TLB） - 二级/多级 页表
- 反向页表
页表寻址过程：CPU获得逻辑地址之后，获取页号，然后查询页表找到对应的帧号（页内偏移和帧内偏移是一样的），然后加上帧内偏移，就可以找到内存中的物理地址。
页表中存储有 Flags 即从左往右第二位，如果为零说明在内存中不存在对应帧，此时操作系统返回内存访问异常 ，如果存在，就读取所在的页表项对应的 Frame num 找到对应的物理帧，之后加上页内偏移就可以得到物理地址，此时就完成了虚拟地址到物理地址的映射。
假如给了一个16位的地址系统，说明虚拟内存的大小为2^16 = 64 K，而给出的物理地址的大小为32 K ，这进一步说明了虚拟内存的大小一般要大于物理内存的大小，即虚拟内存单元有可能在物理内存中找不到对应的映射存储单元。其次，用于表示二进制逻辑地址和物理地址的偏移量的位数为10位，说明页和帧的大小为2^10 = 1024 byte.
分页机制的性能问题：即访问一个内存单元需要 2次内存访问
- 一次用于获取页表项
- 一次用于访问数据
另一个问题，操作系统建立的页表可能会非常大
- 比如一个64的计算机，它能表示的寻址空间大小为2^64 ， 如果每页是1024字节，那么分成的页的大小为2^54 ，那么页表的大小就为2^54，这个空间太大，一般计算机难以满足，就算计算机能放下，如此大的页表也不能存放在CPU的
cash(它的大小只有几兆)，那么就需要放在内存中，这样会导致计算机的寻址效率变低 - 同时如果页表很大，每次进行寻址操作时也会耗费较长的时间
如何解决页表机制带来的时间和空间的问题，是接下来的学习方向：
首先解决时间访问的时间的问题：
快表Translation Look-aside Buffer( TLB ):用于缓存近期访问的页帧转换表项，存在CPU的内存管理单元中。以空间换取时间。
TLB使用associative memory (关联内存)实现，具备快速访问性能- 如果
TLB命中，物理页号可能很快的被获取 - 如果
TLB未命中，对应的表项被更新到TLB中
如果页表很大，占用很大的空间，我们可以把一个页表用多级页表来表示
二级页表：（offset不变，但是吧page num划分成两块，p1和 p2）p1对应一级页表的页号， p2对应二级页表的页号，一级页表中存的是二级页表的起始地址，二级页表存储是帧内偏移量，CPU知道一级页表的起始地址（存放在 PTBR 中），这样的机制的一个好处是，如果一级页表的中 p1的某个映射关系不存在，那么在 p2 中我们就没有必要存储对应的映射关系，节省了空间。
多级页表：通过把页号分为K个部分，来实现多级页表，建立页表 树，以时间换取空间。
反向页表
大的地址空间问题(逻辑地址)：大地址空间(64位)，前项映射表变得非常的繁琐，比如5级页表
解决问题的一个思路：不是让页表与逻辑地址空间的大小相对应，而是让页表与物理空间的大小向对应(反向页表)。
- 逻辑(虚拟)地址的空间增长速度快于地址空间
方案：页寄存器（Page Registers）方案
每个页和寄存器相关联，寄存器的寄存器内容包括：
Residence bit :此帧是否被占用Occupier:对应的页号pProtection bits：保护位
页寄存器方案的权衡
优点：
- 转换表的大小相对于物理内存来说很小
- 转换表的大小根逻辑地址空间的大小无关
弊端：
- 需要信息对调，即根据帧号可以找到页号
- 如何转换回来，即根据页号找到帧号
- 需要在反向页表中搜索想要的页号
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