Сегментно-страничный механизм

При включенной системе управления страницами работает как описанный выше сегментный механизм, так и механизм управления страницами, однако при этом смысл работы сегментного механизма меняется. В этом случае виртуальное адресное пространство задачи имеет размер в 4 Гбайта, в котором размещаются все сегменты (рисунок 2.22). По прежнему селектор задачи определяет номер виртуального сегмента, а смещение в команде задачи - смещение внутри этого сегмента. Так как теперь все сегменты разделяют одно адресное пространство, то возможно их наложение, но процессор не контролирует такие ситуации, оставляя эту проблему операционной системе. Первый этап преобразования виртуального адреса, связанный с преобразованием смещения и селектора с использованием таблиц GDT и LDT, содержащих дескрипторы сегментов, в точности совпадает с этапом преобразования этих данных при отключенном механизме управления страницами. Все структуры данных этих таблиц такие же. Однако, если раньше дескриптор сегмента содержал его базовый адрес в физическом адресном пространстве, и при сложении его со смещением из команды программы получался линейный искомый адрес в физической памяти, то теперь дескриптор содержит базовый адрес сегмента в виртуальном адресном пространстве. Поэтому в результате его сложения со смещением получается линейный виртуальный адрес, который на втором этапе (страничном) преобразуется в номер физической страницы. Для реализации механизма управления страницами как физическое, так и виртуальное адресное пространства разбиты на страницы размером 4 К. Всего в этих адресных пространствах насчитывается 1 М страниц. Несмотря на наличие нескольких виртуальных сегментов, все виртуальное адресное пространство задачи имеет общее разбиение на страницы, так что нумерация виртуальных страниц сквозная.

Линейный виртуальный адрес содержит в своих старших 20 разрядах номер виртуальной страницы, а в младших 12 разрядах смещение внутри страницы. Для отображения виртуальной страницы в физическую достаточно построить таблицу страниц, каждый элемент которой - дескриптор виртуальной страницы - содержал бы номер соответствующей ей физической страницы и ее атрибуты. В процессоре i386 так и сделано, и структура дескриптора страницы показана на рисунке 2.23. 20-ти разрядов номера страницы достаточно для определения физического адреса начала страницы, так как при ее фиксированном размере 4 К младшие 12 разрядов этого адреса всегда равны нулю. Дескриптор страницы также содержит следующие поля, близкие по смыслу соответствующим полям дескриптора сегмента:

P - бит присутствия страницы в физической памяти,

W - бит разрешения записи в страницу,

U - бит пользователь/супервизор

A - признак того, был ли доступ к странице,

D - признак модификации содержимого страницы,

PWT и PCD - управляют механизмом кэширования страниц (введены, начиная с процессора i486),

AVL - резерв для нужд операционной системы (available for use).

Рис. 2.22. Сегментно-страничный механизм

Рис. 2.23. Формат дескриптора страницы

При небольшом размере страницы процессора i386 относительно размеров адресных пространств, таблица страниц должна занимать в памяти весьма значительное место - 4 байта ( 1М = 4 Мбайта. Это слишком много для нынешних моделей персональных компьютеров, поэтому в процессоре i386 используется деление всей таблицы страниц на разделы по 1024 дескриптора. Размер раздела выбран так, чтобы один раздел занимал одну физическую страницу (1024 ( 4 байта = 4 Кбайта). Всего получается 1024 раздела (1024 ( 1024 = 1М). Для того, чтобы не хранить все разделы таблицы страниц одновременно в физической памяти, используется каталог разделов таблицы страниц, который использует такие же по структуре дескрипторы страниц, что и в таблице страниц. Поэтому для хранения информации о дескрипторах 1024 разделов необходима память 4 К, т.е. одна физическая страница. Совокупность дескрипторов, описывающих состояние и характеристики виртуальных страниц разделов таблицы страниц, называется каталогом разделов или таблиц. Виртуальная страница, хранящая содержимое каталога, всегда находится в физической памяти, и номер ее физической страницы указан в специальном управляющем регистре CR3 процессора (точнее, в одном из полей этого регистра).

Преобразование линейного виртуального адреса в физический происходит следующим образом (рисунок 2.24). Поле номера виртуальной страницы (старшие 20 разрядов) делится на две равные части по 10 разрядов - поле номера раздела и поле номера страницы в разделе. С помощью номера физической страницы, хранящей каталог и смещения в этой странице, задаваемого полем номера раздела, процессор находит дескриптор виртуальной страницы раздела. В соответствии с атрибутами этого дескриптора определяются права доступа к этой странице, а также наличие ее в физической памяти. В случае ее отсутствия происходит страничное прерывание, и операционная система должна в этом случае переместить ее в память. После того, как нужная страница находится в памяти, для определения адреса элемента данных используется смещение, определяемое полем номера страницы линейного виртуального адреса.

Таким образом, при доступе к странице в процессоре используется двухуровневая схема адресации страниц, что замедляет преобразование, но позволяет использовать страничный механизм и для хранения самой таблицы страниц, и существенно уменьшить объем физической памяти для ее хранения. Для ускорения страничных преобразований в блоке управления страницами используется ассоциативная память, в которой кэшируется 32 комбинации "номер виртуальной страницы - номер физической страницы". Эта специальная кэш-память (дополнительная по отношению к 8 Кбайтному кэшу данных процессоров i486 и Pentium) значительно ускоряет преобразование адресов, так как в случае попадания в кэш длительный процесс, описанный выше, исключается.

Рис. 2.24. Преобразование линейного виртуального адреса в физический адрес

Организация виртуальной памяти в процессоре i386 позволяет защитить адресные пространства различных процессов за счет двух механизмов:

1. Изоляция адресных пространств процессов в физической памяти путем назначения им различных физических страниц или сегментов (если страничный механизм отключен).

2. Защита сегментов от несанкционированного доступа с помощью привилегий четырех уровней.