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碎片分为内部碎片与外部碎片，都是指浪费而不能使用的空间。

内部碎片是指**已分配但未被使用的地址空间。**例如在64位空间内，你只适用7字节但由于内存对齐不得不为你分配8字节空间，这就产生了1字节内部碎片。

外部碎片是指**未分配且未使用的地址空间。**例如，你申请4字节的Int类型，再申请8字节的long类型，为了内存对齐，其中4字节无法装入8字节类型，这就产生了4字节的外部碎片，如下图所示。

内部碎片是已被分配的空间，是操作系统不可利用的空间；外部碎片是未被分配的，是可分配的，但该空间过小(碎片的含义)无法装入资源，导致不可利用，但外部碎片是可解决的，可以将多个外部碎片紧凑成一个大的空闲空间，但这需要大量成本。

要想理解分段与分页，必须先谈谈早期的虚拟内存模型。

在经历了纯物理地址后，科学家们期望解决这种内存模型难以统一的问题，于是虚拟内存技术孕育而生，但困扰科学家们的是，如何将虚拟地址转换成物理地址。

早期的科学家们很容易的想到将整个程序作为一个整体，并为每个进程分配一个基址寄存器和界限寄存器，基址寄存器存放该虚拟地址在实际物理地址的起点，而界限寄存器则用以判定程序是否访问非法地址。

通过这种方式，实际的地址很好计算:

但是，这种方式仍然将进程的全部地址空间加载内存中，虽然解决了地址翻译问题，但仍然产生了大量的内部碎片，如下图中该进程栈堆区很小，于是在栈堆区之间产生了内部碎片。

从图中可以看出，如果我们将整个地址空间放入物理内存，那么栈和堆之间的空间并没有被进程使用，却依然占用了实际的物理内存。因此，简单的通过基址寄存器和界限寄存器实现的虚拟内存很浪费。

另外，我们必须要确保内存足够放得下进程的虚拟地址空间，但通常主存成本是比较昂贵的，不如磁盘廉价，这种方式通常不支持大的虚拟地址，如果剩余物理内存无法提供连续区域来放置完整的地址空间，进程便无法运行。例如现在32位的进程空间通常是4GB，主存根本就装不下几个进程。

关键问题是：怎样支持大虚拟地址空间，同时栈和堆之间（可能）有大量空闲空间？在之前的例子里，地址空间非常小，所以这种浪费并不明显。但设想一个32位（4GB）的地址空间，通常的程序只会使用几兆的内存，但却需要一次性的将整个地址空间都放在内存中。

我们需要更复杂的机制以利用物理内存，避免内部碎片，早期的科学家们想出了分段这种思想。

分段思想其实就是将基址加界限的概念泛化，在上述例子中，我们为代码、堆和栈段分别维护一个段基址加段界限寄存器，样我们不必要每次都强制的装入整个进程空间，每个基址寄存器存放该段在物理地址的实际空间，界限寄存器仍然用于保护地址空间。

现在对于程序未使用的空间，我们没必要为其分配了(注意：我们仍需要为堆预留较多空间，除了堆段，其余段空间都是在编译器就确定了)，这样便大大增加了内存的利用率，此外我们发现可以离散的分配空间，即物理内存中的地址不必要是连续的，这也能大大的提高对物理地址的利用率。

分段地址转换与基址加界限的思想大同小异，在分段思想中，程序可能具有多个段，操作系统通过一个段表来维护各段信息：

段表的地址是操作系统维护的，段表项主要维护段长和段基址，段基址指该段在物理内存中的起始地址，那么该段中的虚拟地址对于实际的地址即为 段基址 + 段内偏移。

分段系统的逻辑地址结构是由段号（段名）和段内地址（段内偏移量）所组成。

例如，若系统是按字节寻址，用3二进制位表示逻辑地址，如果段号占和段内地址各占16位，那么它的逻辑地址结构图如下所示。

那么我们读取前16位作为段号，后16位作为段内偏移，操作系统通过计算 addr = 段号 * 段表项大小 + 段表地址得出对应的段表项地址，通过查询该段表项得出段基址，通过计算 段基址 + 段内偏移得出物理地址。

你可能发现了，在虚拟地址中，每个段的起始地址都是固定的，每个段的总大小都是固定的，其大小为：

如下图所示，注意展示的是虚拟地址的空间：

此外，栈地址是反向增长的，因此段表中必须维护一个比特位，描述是否为栈段。

随着分段机制的不断改进，系统设计人员很快意识到，通过再多一点的硬件支持，就能实现新的效率提升。具体来说，要节省内存，有时候在地址空间之间共享（share）某些内存段是有用的。尤其是，代码共享很常见，今天的系统仍然在使用。

为了支持共享，需要一些额外的硬件支持，这就是保护位（protection bit）。基本为每个段增加了几个位，标识程序是否能够读写该段，或执行其中的代码。通过将代码段标记为只读，同样的代码可以被多个进程共享，而不用担心破坏隔离。

为什么页不行？纯页式管理中，一个页是比较大的，页内毫无任何逻辑信息，因此可能放置任何代码，因此我们必须还要确定哪些代码是用于共享，这增加了成本。

因此我们常说，段式管理是符合用户逻辑的，是利于保护和共享的。

我们每次翻译一个虚拟地址都需要去找寻段表中的段表项，相当于多义词地址访问，这太慢了！解决方案是为计算机设置一个小型的硬件设备，将虚拟地址直接映射到物理地址，而不必再访问段表。这种设备称为转换检测缓冲区 （Translation Lookaside Buffer，TLB），有时又称为快表。

快表是一个小的高速缓存，现代操作系统无论是分段还是分页中都利用了这种软件技术，有关于快表地址翻译的问题我们将在专门针对地址翻译的文字讲解。

分段可以避免产生内部碎片(不是绝对的)，但由于分段是离散的在主存内找到空闲的槽块并插入，问题是物理内存很快充满了许多空闲空间的小洞，因而很难分配给新的段，或扩大已有的段 —— 大量外部碎片。

例如4kb的空间装入3kb的段，产生的1kb的空间无法在装入任何段，产生碎片的主要原因是因为分段使用的大小是不确定的。

当然前面也提到过，外部碎片可通过紧凑的方式以合成较大的空闲空间，但这需要大量成本，操作系统难以维护。

这种情况下，分页式管理应运而生。

对于分段式的管理，一段时间后主存上将会遍布大大小小的外部碎片，操作系统难以进行维护，分段的思想是将内存空间分割成不同长度的分片，由于长度不是固定的，产生外部碎片是必然的，之前提到的将整个程序一起装入的方法虽然不会产生外部碎片，但会产生巨大的内部碎片，我们需要更细粒度的划分，以减少内部碎片的产生，解决这一问题的办法是将空间分割成较小的、固定长度的分片，这就是分页式管理。

分页式管理将程序资源划分为固定大小的页，将每一个虚拟页映射到物理页之中，由于每个页是固定大小的，操作系统可以整齐的分配物理内存空间，避免产生了外部碎片，例如一个页大小是4kb，而主存是40kb，操作系统稍加管理便能确保无论何时都能整齐的装入10个页面。

要注意到页在物理内存中也不是连续存在的，进程未使用的页也没必要为其分配内存，通过这种方式我们就解决了由分段产生大量外部碎片的问题，同时由于页较小，只有在已使用的页才会产生少量的内存碎片，这也是可以接受的，目前来看，分页是一个良好的解决办法。

正如同分段一样，分页地址转换也需要基址+页内偏移来完成，在分段中采用段表来存储段基址，而在分页中则采用页表来存储页基址，页基址表示页在实际内存中的起始地址，那么实际的地址：

页表是由操作系统维护的，操作系统知道页表的起始未知，页表项的大小是固定的，在32位地址空间中，通常是8字节，这64比特中不仅存储了页基址，还存放着一些其他重要的数据，如：有效位、可读位、脏位等。

虚拟地址是由页表号 + 页内偏移组成的，这与分段中的虚拟地址类似，我们来进行一个简单的计算以得出32位程序中页表号所占用的位数，其中一个页表的大小通常是4kb，那么：

要能表示220个页表项，我们必须分配20位地址，剩余12位代表页内偏移，即下图中p=12，n=32，我们通常称虚拟页号为VPN，而称页偏移量为VPO，如下图所示：

为什么直接取VPO就代表了页偏移量？这也是很好理解的，因为：页偏移量 = 虚拟地址 - 页起始地址，而页起始地址其实是固定的，即当VPO位全为0时，为对应页的起始地址 ，此时 虚拟地址 - 页起始地址 即为VPO表示数值。

现在操作系统取出虚拟地址，我们设其为vAddr，便可以通过如下步骤翻译成物理地址：