Day10 分页与分段的记忆体管理

前言

前几天讲完了行程管理的部分，其中有个部分讲到，所谓的ready 或者说 task_running 的状态，代表着行程的资料已经被移到记忆体，准备好可以执行了，从今天开始就来了解所谓的记忆体到底是怎麽演变以及运行的，在这个部分会了解MMU、page、page table、实体记忆体等等的内容，希望可以对记忆体有更多的了解。

记忆体管理的远古时期

在远古时期的记忆体是十分有限而且笨重的，简单来说就是只要空间足够就会直接把行程放进去，这代表着记忆体里面的每个区域都可能被某个行程使用，因此这个古老的方法有两个显而易见的大缺点

1. 行程地址空间的保护问题：
   因为整个记忆体是对所有的行程开放，所以对於任何行程而言，可以任意更动到记忆体内部的任何区域的资料，这对有心的恶意人士而言是犯罪的温床，可以轻松的藉着改动其他区域的资料达成自己不怀好意的目标，为了这个问题後续出现分段管理的方式，在稍後会介绍到。
2. 记忆体的使用率不良：
   因为行程的排放方式不固定，也因此如果排放的方式不良，很容易就造成严重的空间浪费。
   因应上述的两个问题，分段以及分页的机制就此出现。

分段管理

分段管理是为了解决记忆体内位址空间的保护问题而产生的机制，主要结构如下

在记忆体里会有一个分段表(segment table)进行查表，每个cpu所产生的位址可以分成高位段的segment base与低位段的segment limit，在上图分别以 s 跟 d 表示，会利用 s 查表，再将该栏的资料取出，分别为限制大小(limit)与基底(base)，首先确认cpu 产生的d ，是否小於分段表中取出的 segment limit，如果为否，那就引发定址错误;如果是的话，就将分段表中取出的base 加上d，正确的存取实体记忆体。
分段机制虽然解决了记忆体保护的问题，但是在分段管理中，仍以行程的角度对记忆体进行使用，当实体记忆体不足的时候，取出的会是整个行程，因此如果有多个行程要使用，记忆体会与硬碟不停进行行程资料的交换，会造成严重的效能损耗。

分页管理