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具有快表的地址变换机构
局部性原理
分为：时间局部性和空间局部性
1、时间局部性：当前执行的某条指令、或者访问某个数据，在不久后可能再次被执行或者访问。
2、空间局部性：当程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元可能被访问。
之前提到的基本地址变换机构中的“页表”，每次要访问一个逻辑地址时，都需要查询内存中的页表（每个进程有一个页表），由于局部性原理，可能每次都是访问的都是同一个页表项。
快表，称为：联想寄存器TLB，是一种访问速度比内存快很多的高速缓冲存储器(Cache)，用来存放当前访问的若干页表项，以加快地址变换的过程。
内存管理的几种机制？
大体可分为：连续分配管理（分块）和非连续分配管理（页、段、段页）
- 分块管理 属于连续分配管理机制，把内存分为几个大小相等且固定的块，每个进程占用其中一个，如果进程很小的话，会浪费大量的空间。已经淘汰。
- 分页管理 把内存分为若干个很小的页面，相对比分块的划分力度更大一些。提高内存利用率。不会产生外部碎片（因为内存都按照统一页面大小进行划分），但会产生内部碎片（因为进程的最后一个页面往往小于页框（物理块）大小），页式管理通过页表对应逻辑地址和物理地址。 （页号和内存块号是一一映射的，映射的方法是通过页表）
- 分段管理 把内存分为几个大小不定的有实际意义的段，比如 main 函数段，局部变量段，通过段表来把逻辑地址转为物理地址。
- 段页式管理 结合了段式管理和页面管理的优点，把主存先分为若干个段，每个段又分为若干个页，段页式管理的段与段以及段的内部都是离散的。
分段
与分页最大的区别在于：离散分配时所分配地址空间的基本单位不同
将进程的地址空间，按照程序自身的逻辑关系，划分为若干个段，每段从0开始编址，以段为单位分配内存，每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻。
例如：段名：main存放main函数，段名：f存放f函数，等等
程序被划分为多个段，各段离散地装入内存，为了保证程序能正常运行，必须能从物理内存中找到各个逻辑段的存放位置，为此，就需要为每个进程建立一张段映射表，段表，段表由：段号、段长、基址构成，相比于页表，多了一个段长（因为页面大小都是一致的，但是段长不一定），但是段表项的长度是相同的。
进程的PCB中有段表寄存器，记录了该进程的段表的起始地址和段表长度
由于分页中每个页面大小相同，所以不需要对页内偏移量做越界检查；但是由于分段的每一个段大小不一定相同，所以需要将段内偏移量与段表中的段长做越界检查。
分页和分段的区别？
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共同点的话：
- 都是离散分配的，单个页和单个段的内存空间是连续的。
- 都是为了提高内存利用率，减少内存碎片。
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不同点：
- 分页管理的页大小是固定的，由操作系统决定；分段管理的段是由用户程序所决定的。换句话说页对用户不可见，段对用户可见，用户编程时需要显示给出段名
- 分页是为了满足操作系统内存管理的需求，页是没有实际的意义的；而段是有逻辑意义的，能够更好地满足用户需求，在程序中可认为是代码段、数据段。
- 页的大小固定且由系统决定；段的长度不固定，取决于用户编写的程序。
- 分页的用户进程地址空间是一维的（页面大小是一样的，可以直接算出页号和页内偏移量，靠着页号去找页表就行）；而分段的用户进程地址空间是二维的（段的大小并不相同，不能直接算出段号和段内偏移量，所以需要给出段号和段内偏移量）
- 分页的内存利用率高，不会产生外部碎片；而分段如果单段长度过大，为其分配很大的连续空间不方便，会产生外部碎片。
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因为页面都是一样大的，内存都被分成了一个个物理块（页框），所以不会产生外部碎片，但是进程的最后一个页面可能没有物理块那么大，所以会产生内部碎片。
而段不是一样大的，但段一定是进程的大小，按照段去分配内存，不会产生内部碎片，但由于段大小不同，会出现外部碎片。
- 分段比分页更容易实现信息的共享和保护！ 因为段是按照逻辑功能划分，一个段往往是某个函数，让进程都来访问该段就可以很容易实现共享。
讲讲分页管理的快表和多级页表（按照why how的方式来回答，即为什么出现快表，是如何解决痛点的）
快表
- why? 首先快表的引入是为了加快逻辑地址到物理地址的访问速度的，在引入快表之前，由逻辑地址访问到内存的过程是这样的： a) 首先根据逻辑地址的高位拿到页号 b) 根据页号访问内存中页表，根据页表的映射拿到实际的内存块号。（一次访问） c) 把内存块号和页内偏移量拼接，得到物理地址 d) 访问对应的内存物理地址。（二次访问）
- 这样是需要有两次直接访问内存的过程的，所以为了加快这个速度，引入了快表
- 快表，称为：联想寄存器TLB，是一种访问速度比内存快很多的高速缓冲存储器(Cache)，用来存放当前访问的若干页表项，以加快地址变换的过程。
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对快表的访问速度远远快于访问内存中的页表
- how? 根据局部性原理，被访问后的内存块很可能在短时间内再次被访问，
程序在一段时间内可能会多次访问同一个页表项。 - 所以，可以将当前访问的若干页表项放入快表，在每次访问页表项时，先在快表里查询是否有该页表项，如果没有再去页表中查询，并把查到的页表项放入快表。(如果快表满了，就根据一些策略把里面的页表项淘汰掉，再把新查询的页表加入进去)
使用快表后，根据给出的逻辑地址，计算出页号、页内偏移量(也就知道了页面大小、物理块大小)，将页号与快表中的所有页号进行比较，如果找到匹配的页号，直接从快表中取出该物理块号，将物理块号(因为物理块大小已知)与页内偏移量拼接形成物理地址，最后访问该物理地址对应的内存单元即可。
若快表命中，访问某个逻辑地址只需要进行
一次访存如果没有命中，就需要
两次访存，一次去内存中的页表（慢表）中找页号对应的物理块号，将页内偏移量和物理块号组成物理地址，第二次访存去找到对应的内存单元。(在找到页表项后，同时需要将其存入快表，以便后面可能的再次访问)
注意，快表没有命中，既需要先访问快表，还需要两次访问内存（这里默认先查快表，再查慢表）
多级页表（单级页表存在的问题）
- why? 多级页表主要是为了解决页表在内存中占用连续空间太大的问题的，典型的时间换空间，因为多级页表增加了查询时间，但是减少了页表占用内存空间太大的问题。
- how？讲个例子即可：在引入多级页表之前，我们使用单级页表来进行存储页表项，假如虚拟内存为 4GB，每个页大小为 4KB，那么需要的页表项就为 4GB / 4KB = 1M 个！每个页表项一般为 4B，那么就需要 4MB 的空间，大概需要占用 1000 个页来存页表项。 所以如果引入两级页表，让一级页表的每个页表项不再映射 4KB，而是映射 4MB，那么需要的一级页表项的个数为 4GB / 4MB = 1K 个，再让每个一级的页表项映射 1K 个二级页表项。当一级页表的某个页表项被用到时，再把该一级页表项对应的所有 1K 个二级页表项加载到内存中，这样可以节省大量的空间！
因为页表的存储需要占用一片连续的内存空间，由于页表项过多，导致页表的存储需要占用很大一片连续的内存空间，丧失了分页管理的离散存储优势。
同时，根据局部性原理可知，进程在一段时间内只需要访问某几个页面就可以正常运行，因此，没有必要让整个页表都常驻内存。
单级页表存在的问题：
1、页表必须连续存放，
当页表很大时，需要占用很大一片连续的内存空间2、没有必要让整个页表常驻内存，根据局部性原理，
进程在一段时间可能只会访问几个特定的页面解决方法：将页表进行分组，将各个分组离散的分配到各个内存块中，同样还需要对离散分配的页表再建立一张页表，称为：目录页表
解决问题一
1、按照地址结构将逻辑地址拆分成三部分：一级页号、二级页号、页内偏移量
2、从PCB中读出页目录表的起始地址，再根据一级页号查询页目录表，找到下一级页表在内存中的存放位置，也就是找到二级页表
3、用二级页号去二级页表中找到最终想访问的内存块号
解决问题二
在页表项中增加一个标志位，用于表示该页面是否已经调入内存中，若想要访问的页面不在内存中，则会产生缺页中断（内中断），然后将目标页面从外存调入内存。
采用多级页表机制，则各级页表的大小不能超过一个页面
一级页表有2^8个页表项，二级页表有2^10个页表项，三级页表有2^10个页表项，每个页表项的大小就是页面大小，所以2^8 x 2^10 x 2^10 x 2^12 = 2^40，刚好是40位逻辑地址。
两级页表需要三次访存，n级页表（不考虑快表）访问一个逻辑地址，需要n+1次访存。所以采用多级页表机制，会增加访存时间
