程序自身并不需要關(guān)心自己的操作數據及代碼存在哪，并且對程序來(lái)說(shuō)，系統虛擬內存看上去是筆記連續且獨占的。當然事實(shí)肯定不是(shi)內存如此，而這背后就是操作操作系統的功勞 —— 內存虛擬化。本篇文章就介紹操作系統是系統虛擬如何實(shí)現虛擬內存系統的。

操作系統提供了一個(gè)易用的筆記物理內存抽象：地址空間。地址ヾ(′▽?zhuān)??空間是內存運行的程序看到的系統中的內存。

一個(gè)進(jìn)程的操作地址??空間包(′▽?zhuān)?含運行的程序的所有內存狀態(tài)。每次內存引用時(shí)，系統虛擬硬件??都會(huì )進(jìn)行地址轉換，筆記將應用程序的內存內存引用重定向到內存中實(shí)際的位置。

為了完成地址轉換，操作每個(gè) CPU 需要兩個(gè)硬件寄存器：基址 (base) 寄存器和界限 (bound) 寄存器。系統虛擬程序的筆記起始地址存放在基址寄存器。進(jìn)程產(chǎn)生的所有內存引用，都會(huì )被處??理器通過(guò)以下方式轉換成物理地址：

界限寄存器的作用在于，確??保了進(jìn)程產(chǎn)生的所有地址都在進(jìn)程的地址 “界限” 中。

操作系統和硬件??支??持結合，實(shí)現了虛擬內存，而為了實(shí)現虛擬內存，操作系統所需要做的工作如下：

為了解決連續內存的浪費問(wèn)題，ヽ(′▽?zhuān)?ノ操作系統引入了分段??。

具體來(lái)說(shuō)，在 MMU 中引入不止一個(gè)基址和界限寄存器對，而是給地址空間內的每個(gè)邏輯段一對。一個(gè)段只是地址空間里的一個(gè)連續定長(cháng)的區域，在典型??的地址空間里有 3 個(gè)邏輯不同的段：代碼、棧和堆。

分(′?_?`)段機制使得操作系統能夠將不同的段放入不同的(′▽?zhuān)?)物理內存區域，從而避免了虛擬地址空間中的未使用部分占用物理內存。如下圖所示：

而如何從一個(gè)虛擬地址中識別出對應的段是哪一個(gè)，主要有兩個(gè)方法：

分段帶來(lái)一些新的問(wèn)題。

第一個(gè)是段寄存器的值必須被保存和恢復。每個(gè)進(jìn)程都有自己獨立的虛擬地址空間，??操作系統必須在進(jìn)程運行前，確保這些寄存器被正確的賦值。

第二個(gè)也是更重要的(de)問(wèn)題是分段會(huì )帶來(lái)外部碎片?？臻e空間被分割成不同大小的小塊，成為碎片，后續的請求可能會(huì )失敗，因為沒(méi)有一塊足夠大的連續空閑空間，即使這時(shí)總的空閑空間超出了請求的大小。

解決外部??碎片??的一種方法(′?｀*)是緊湊物理內存，重新安排原有的段，但內存緊湊成本很(hen)高；另一種簡(jiǎn)單的方法是使用空閑列表（free-list）管理算法，試圖保(O_O)留大額內存用于分配。目前已經(jīng)有數百種方法，包括經(jīng)典算法：

還有一些改進(jìn)策略：

然而不管(guan)算法多么精妙，外部碎片仍然存在，無(wú)法完全消除。唯一真正解決的辦??法就是完全避免這個(gè)問(wèn)題，永遠不要分配不同(′ω｀)大小的內存塊，這也是分頁(yè)被引入的原因??。

分頁(yè)不是將一個(gè)進(jìn)程的地址空間分割成幾個(gè)不同長(cháng)度的邏輯段 (即代碼、堆、段)，而是分割成固定大小的單元，每個(gè)單元稱(chēng)為一頁(yè)。相應的，我們把物理內存看成是定長(cháng)槽塊的陣列，叫做頁(yè)幀。每個(gè)頁(yè)幀包含一個(gè)虛擬內存頁(yè)。

操作系統為??每個(gè)進(jìn)程保存一個(gè)數據結構，稱(chēng)為頁(yè)表。主要(yao)用來(lái)為地址空間的每個(gè)( ?ヮ?)虛擬頁(yè)面保存地址轉換，從而讓我們知道每個(gè)(ge)頁(yè)在物理內存中的位置。

虛擬地址分成兩個(gè)組件：虛擬頁(yè)號（VPN）和頁(yè)內的偏移量（offset）

通過(guò)虛擬頁(yè)號，我們現在可以檢索頁(yè)表，找到虛擬頁(yè)所( ???)在的物理頁(yè)面。因此，我們可以通過(guò)用物理幀號替??換虛擬頁(yè)號來(lái)轉換此虛擬地址，然后將載入發(fā)送給物理內存。偏移量保持不變ヾ(′?｀)?，因為偏移量只是告訴我們頁(yè)面中的哪個(gè)字節是我們想要的。如下圖所示：

簡(jiǎn)言之，頁(yè)表就是一種數據結構，用于將虛擬地址 (或者(zhe)實(shí)際上，是虛擬頁(yè)號) 映射到物理地址 (物理幀號)。因此任何數(′?_?`)據結構都可以采用，最簡(jiǎn)單的形式成為線(xiàn)性頁(yè)表，就是一個(gè)數組。??操作系統通過(guò)虛擬頁(yè)號 (VPN) 檢索該數組，并在該索引處查找頁(yè)表項 (PTE) ，以找到期望的物理幀號 (PFN)??。

分頁(yè)雖然看起來(lái)是內存虛擬化需求的一個(gè)(ge)很好的解決方(⊙_⊙)案，但這兩個(gè)關(guān)鍵問(wèn)題必須先克服。

為了解決頁(yè)表(′?｀*)(biao)內存開(kāi)銷(xiāo)過(guò)多的問(wèn)??題，M??ultics 的創(chuàng )造者提出了分頁(yè)和分段結合ヽ(′▽?zhuān)?/的想法。解決方法是，不是為進(jìn)程的整個(gè)地址空間提供單個(gè)頁(yè)表，而是ヽ(′ー｀)ノ為??每個(gè)邏輯分擔提供一個(gè)頁(yè)表。

在分段中，有一個(gè)基址寄存器用來(lái)存放每個(gè)段在物理內存中的位置，還有一個(gè)界限寄存器用來(lái)存放該段的大小。在這里依然使用這些結構，不過(guò)，基址不是指向段本身，而是保存該段的頁(yè)表的物理地址；界限寄存器用來(lái)指示頁(yè)表的結尾（即它有多少有效位）。

這種雜合方案的關(guān)鍵區別在于，每個(gè)分段都有界限寄存器，每個(gè)界限寄存器保存了段中最大有效頁(yè)的值。例如，如果代碼段使用前3個(gè)頁(yè)，則代碼段頁(yè)表將只有3個(gè)項分配給它，并且界限寄存器將被設置為3。與線(xiàn)性頁(yè)表相比，雜合方法實(shí)現了顯著(zhù)的內存節省，棧和堆之間未分配的頁(yè)不再占用頁(yè)表中的空間 (僅將其(qi)標記為無(wú)效)。

而這種方法的弊端在于，一是它仍然要求使用分段，如果有一個(gè)大而稀疏的堆，仍然可能導致大量的頁(yè)表浪費；二是外部碎片再次出現，??盡管大部分內存是以頁(yè)表大小單位管理的，但頁(yè)表現在可以是任意大小 (PTE 的倍數)。

多級頁(yè)表也是用來(lái)解決頁(yè)??表占用太多內存的問(wèn)題，去掉頁(yè)表中的所有無(wú)效區域，而不是將它們全部保留在內存中。多級頁(yè)表將線(xiàn)性頁(yè)表變成了樹(shù)。

首先，將頁(yè)表分成頁(yè)大小的單元；然后，如??果整頁(yè)的(⊙_⊙)頁(yè)表項 (PTE) 無(wú)效，就完全不分配該頁(yè)的頁(yè)表。為了追蹤頁(yè)表的也是否有效 (以及如果有效，它在內存中的位置)，使用了名為頁(yè)目錄的新結構。頁(yè)目錄可以告訴你頁(yè)表??的頁(yè)在哪里，或者頁(yè)表的整個(gè)頁(yè)不包含有效頁(yè)。

下面的圖展示了一個(gè)例子(′?｀)，左邊是經(jīng)典的線(xiàn)性頁(yè)表，??即使地址空間的大部分中間區域無(wú)效 (即頁(yè)表的中間兩頁(yè))，我們仍然需要為這些區域(???)分配??頁(yè)表空間；右邊是一個(gè)多級頁(yè)表，頁(yè)目錄僅將這些區域分配頁(yè)表空間 (即第一個(gè)和最后一個(gè))，頁(yè)表的這兩(liang)頁(yè)就駐留在內存中。因此，我們可以形象地看到多級頁(yè)表的工作方式：只是讓線(xiàn)性頁(yè)表的一部分消失 (釋放這些幀用作其他用途)，并用頁(yè)目錄記錄頁(yè)表的哪些頁(yè)也(′?｀*)被分配。

在一個(gè)簡(jiǎn)單的兩(liang)級頁(yè)表(′_ゝ`)中，頁(yè)??目錄為每頁(yè)頁(yè)表包含了一項。由多個(gè)頁(yè)目錄項 (PDE) 組成，PDE 至少擁有有效???位 (valid bit) 和頁(yè)幀號 (PFN)，類(lèi)似于 PTE。但這(′▽?zhuān)?個(gè)有效位的含義稍ヽ(′ー｀)ノ有不同：如果 PD(//ω//)E 項是有效的，則意味著(zhù)該項指向的頁(yè)表 (通過(guò) PTE) 中至少有一(???)頁(yè)是有效的，即在該 PDE 所指向的頁(yè)中(zhong)，至少一??個(gè) PTE，其有效位被設置為 1。如果 PDE 項無(wú)效，則 PDE 的其余部分沒(méi)有定義。

多級頁(yè)表分配的頁(yè)表空間，與你正在使用的地址空間內存量成比例，因此通常很緊湊，并且支持稀疏的地址??空間。

如果仔(′ω｀*)細構建，頁(yè)表的每個(gè)部分都可以整齊的放入一頁(yè)中，從而更容易管理內存。有了多級頁(yè)表，我們增加了一個(gè)間接層，使用了頁(yè)目錄，指向(°□°)頁(yè)表的各個(gè)部分，這種間接方式，讓我們能夠將頁(yè)表頁(yè)放在物理內存的任何地方。

多級頁(yè)表是有成本的，在 TLB 未命中時(shí)，需要從內存加載兩次ヽ(′?｀)ノ，才能(neng)從頁(yè)表中獲取正確的地址轉換信息 (一次用于頁(yè)目錄，另一次用于 PTE 本身)，而用線(xiàn)(xian)性頁(yè)表只??需要一次加載。

另一個(gè)明顯的缺點(diǎn)是復雜性。無(wú)論是硬件還是操作??系統來(lái)處理頁(yè)表查找，這樣做無(wú)疑都比簡(jiǎn)單的線(xiàn)性(xing)頁(yè)表查找更復雜。

為了解決分頁(yè)所帶來(lái)的??額外內存訪(fǎng)問(wèn)的問(wèn)題，操作系統需要一些額外的幫助，因此引入了地址轉換旁路緩沖寄存器 (TLB)，就是頻繁發(fā)生的虛擬到物理地址轉換的硬件緩存。

如果有，我們就有了 TLB 命中，意味著(zhù) TLB 有該頁(yè)的轉換映射，就可以從相關(guān)的 TLB 項中取出(chu)頁(yè)診號 (PFN) 與原來(lái)虛擬地址中的偏移量組合成期望的物理地址；

如果沒(méi)有 (TLB 未命中)，在不(bu)同的系統中表現不一樣：

TLB 中包含的虛擬到物理地址映射只對當前進(jìn)程有效，對其他進(jìn)程是沒(méi)有意義的。所以在上下文切換時(shí)，TLB 的管理有兩種方法。(???)

如果是軟件管理 TLB 的系統，可以在??發(fā)生上下文切換時(shí)，通過(guò)一條顯式指令來(lái)完成；如果是硬件管理 TLB 系統，則可以在頁(yè)表基址寄存器內容發(fā)生(sheng)變化時(shí)清空 TLB。不論哪種情況??，情況操作都是把全部有效位置為 0，本質(zhì)上清空了 TLB。

但該方法有一定開(kāi)銷(xiāo)：每次?進(jìn)程運行，當它訪(fǎng)問(wèn)數據和ˉ\_(ツ)_/ˉ代碼頁(yè)時(shí)，都會(huì )觸發(fā) TLB 未命中，如果操作系統頻繁切換進(jìn)程，這種開(kāi)銷(xiāo)會(huì )很高。

增加硬件(jian)支持，實(shí)現跨上下文切(qie)換的 TLB 共享。比如有的系統在 TLB 中添加一個(gè)地址空間標識符 (ASID)，可以把 ASID 看做是進(jìn)程標識符，但通常比 PID 位數少一位。TLB 因此可以同時(shí)緩存不同進(jìn)程的地址空間映射，沒(méi)有任何沖突。

為了支持更大的地址空間，操作系統需要把當前沒(méi)有在用的那部分地址空間找個(gè)地??方存儲起來(lái)。硬盤(pán)通常能夠滿(mǎn)足這個(gè)需求，在我們的(′ω｀)存儲層級結構中，大而慢??的硬盤(pán)位于底層，內存之上。增加交換空間(◎_◎;)讓(′?｀)操作系統為多個(gè)并發(fā)運行的進(jìn)程都提供巨大地址空間的假象。

在硬盤(pán)上開(kāi)辟一部分空間用于物理??頁(yè)的移入和移出，在操作系統中這樣的空??間稱(chēng)為交換空間，因為我們將內存中的頁(yè)交換到其中，并在需要的時(shí)候又交換回去。因此，我們會(huì )假設操作系統能(neng)夠以頁(yè)為大小為單元讀取或者寫(xiě)入交換空間，為了達到這個(gè)目的。

訪(fǎng)問(wèn)??不在物理內存中的頁(yè)，這種行為通常被稱(chēng)為頁(yè)錯誤(°ロ°) !。這時(shí) “頁(yè)錯誤處理程序” 被執行，處理頁(yè)錯誤。

處理頁(yè)錯誤的流程：

當硬盤(pán) I/Oヾ(′▽?zhuān)?? 完成時(shí)，操作系統會(huì )更新頁(yè)表，將此頁(yè)標記為存在，更新頁(yè)表項的 PFN 字段以記錄新獲取頁(yè)的內存位置，并重試指令。下一次重新訪(fǎng)問(wèn) TLB 還是未命中，然而這次因為頁(yè)(′▽?zhuān)?在內存中，因此會(huì )將頁(yè)表中的地址更新到 TLB 中。

最后的重試操作會(huì )在 TLB 中找到轉換映射，從已轉換的內(′▽?zhuān)?)存物理地址，獲取所需的數據或指令。

為了保證有(you)少量的空閑內存，大多數操作系統會(huì )設置高水位線(xiàn) (HW) 和低水位線(xiàn) (LW)。

原??理是：當操作系統發(fā)現??有少于 LW 個(gè)頁(yè)可用時(shí)，后臺負責釋放內存的線(xiàn)程會(huì )開(kāi)始運行，直到有 HW 個(gè)可用的物理頁(yè)。這個(gè)后臺線(xiàn)程有時(shí)稱(chēng)為交換守護進(jìn)程 (swap daemon) 或頁(yè)守護進(jìn)程 (page daemon)，然后會(huì )進(jìn)入休眠狀態(tài)。

最優(yōu)替換策略能達到總體未命中數量最少，即替換內存中在最遠將來(lái)才會(huì )被訪(fǎng)問(wèn)到的頁(yè)，可以達到緩存未命中率最低。但很難實(shí)現。

F(//ω//)I(′_｀)FO 策略，即頁(yè)在進(jìn)(jin)入系統時(shí)，簡(jiǎn)單地放入一個(gè)隊列，當發(fā)生替換時(shí)，隊列尾部的頁(yè)被踢出。

FIFO 有個(gè)很大的優(yōu)勢：實(shí)現??相當簡(jiǎn)單。(╯°□°)╯但其?根本無(wú)法確定頁(yè)的重要性，即使頁(yè) 0 已被多次訪(fǎng)問(wèn)， FIF??O 仍然會(huì )將其踢出。且 FIFO 會(huì )引起 Belady 異常。

LRU 策略是替換最近最少使用的頁(yè)。

LRU 目前看來(lái)優(yōu)于 FIFO 策略及隨機策略，但隨著(zhù)系統中頁(yè)的數量的增長(cháng)，掃描所有頁(yè)的(???)時(shí)間字段只是為了找到最精確最少使用的頁(yè)，這個(gè)代價(jià)太大。

Clock 算法是近似 LRU 的一種算法，也是許多現代系統的做法。該算法需要硬件增加一個(gè)使用位。

過(guò)程：

考慮到內存中的頁(yè)是否(′?ω?`)被修改，硬件增加一個(gè)修改位。每次寫(xiě)入頁(yè)時(shí)都會(huì )設置此位，因此可以將(jiang)其合并到頁(yè)面替換算法中。如果頁(yè)已被修改并因此變臟，( ???)則提出就必須將它寫(xiě)回磁盤(pán)，這很昂貴；如果沒(méi)有被修改，踢出就沒(méi)有成本。因此，一些虛擬系統更傾向于踢出干凈頁(yè)，而不是臟頁(yè)。