虚拟内存

1.虚拟内存

为什么要提出虚拟内存：

1）物理内存不够：同时运行的进程太多，需要很多内存，在物理上扩展内存相对有限（内存条都很贵呀），所以提出一种从逻辑上来扩充内存的方法，叫做虚拟内存。

2）安全隐患：如果全部的进程都放在物理内存上，那么进程访问物理内存的时候很可能会修改到其它进程的内存，甚至修改到内核的内存，这种行为很危险

2.虚拟地址

　　每一个进程都有一个大小一致的、私有的虚拟地址空间，这个地址空间是虚拟的，并非实际存在的。32位CPU一般有32根地址总线，那么就一共可以寻2³²个地址=也就是4x1024x1024x1024=4G个地址，1个地址对应1字节的存储单位，所以就是4GB，也就是说每个进程都有独立的4GB的虚拟地址空间。

3.页

　　操作系统不是以字节为单位管理内存的，而是以页为单位管理内存，一页通常为4KB。

4.虚拟页和物理页

1）虚拟地址空间划分为多个固定大小的虚拟页(VP)，虚拟页放在磁盘上

2）物理内存被划分为多个固定大小的物理页(PP)，物理页放在物理内存上

3）虚拟页和物理页的大小是一样的

4）要明确的是：磁盘上数据必须先读入到内存中才能被cpu处理

5.虚拟页的分类

1）未映射（分配）的页：虚拟页还没和磁盘文件确立对应关系

2）未缓存的页：虚拟页和磁盘文件建立了映射，但是磁盘文件还没有缓存到物理内存上

3）缓存的页：虚拟页映射到了磁盘文件，并且磁盘文件缓存到物理

6.页表

　　页表是一个数组，常期存放在物理内存中，里面有各虚拟页的状态，是否映射，是否缓存。页表中每一个元素叫做页表条目PTE。

1）数组的下标，表示虚拟页号（图中0、7）

2）数组的元素由一个有效位和一个地址字段组成：

　　有效位为0，表示未缓存的页；有效位为1，表示缓存的页

　　地址字段为null，表示未映射的页；为非null，表示物理页号或者磁盘地址，未缓存则为磁盘地址，缓存了则为物理页号

7.虚拟寻址

进程执行时，CPU访问虚拟地址时，会有以下情况：

1）页命中（CPU访问图中的VP2）

　　CPU把虚拟地址VP2送给MMU（内存管理单元）进行地址翻译（由虚拟地址得到物理地址的这一整个过程）：首先得到页表中PTE2的地址，然后读取PTE2的内容，有效位为1，表示VP2是缓存的，再根据地址字段内容获得PP1的物理地址，然后CPU就去访问这个物理地址，获得了数据

2）缺页（CPU访问VP3）

• CPU把虚拟地址VP3送给MMU（内存管理单元）进行地址翻译，首先得到页表中PTE3的地址，然后读取PTE3的内容，有效位为0，表示VP3并未缓存到物理内存上，这种不命中就叫缺页；
• 发生缺页异常，内核会进行页面置换：选择一个虚拟页，这里是VP4，作为牺牲页，将PP3中的内容刷新回VP4对应的磁盘地址上，然后将VP3的内容缓存到PP3上，更新页表，PTE3有效位变为1，地址字段变为PP3，PTE4有效位变为0，地址字段变为磁盘地址
• 缺页异常处理完毕后，CPU重新访问VP3，页命中

8.页面置换算法

　　用来选出牺牲页的算法

1）最佳置换算法

　　选择以后进程将永不使用的虚拟页作为牺牲页，此算法无法实现，一般用来评价其他算法。

2）先进先出页面置换算法

　　淘汰最早缓存在内存中的虚拟页，实现简单，性能差，因为显然不科学，人家最早进入内存不代表人家不被进程经常访问。

3）最近最久未使用页面置换算法（LRU）

　　淘汰进程最近一段时间内最长时间未访问过的虚拟页，性能好，开销大；每个页都有一个字段，来记录上次被访问以来所经历的时间，页以链表的形式维护，最近最多使用的页在表头，最少使用的在表尾，所以每次访问了内存都要更新这个链表，所以开销大；当发生缺页时，表尾的页为牺牲页

4）时钟页面置换算法

　　又称为最近未使用算法，性能接近LRU，开销更小，把所有页都保存在一个类似时钟的环形链表中，每页都有一个使用位R，有一个时钟指针开始时指向最早进入内存的虚拟页；

1）当某一虚拟页首次装入内存，使用位R设为1；

2）当发生缺页时，检查时钟指针指向的页的使用位R，R=0则该页为牺牲页，R=1则对改使用位R清0并将指针指向下一位直到找到R=0的页为止

9.虚拟寻址下的两个问题及解决方案

1）地址翻译必须非常快

2）页表可能会在内存中占用很多空间

解决方案一：TLB加速地址翻译

1）TLB（Translation Lookaside Buffer）是一个小的、虚拟寻址的缓存，存着少量虚拟页和物理页的对应关系

2）MMU在进行地址翻译时，先去TLB中匹配，如果TLB中存在，则MMU不用访问页表就能得到翻译结果

3）如果TLB中不存在，则MMU再去访问页表完成翻译；接着还会再TLB中淘汰一个表项，然后用新找到的页表条目PTE替代它，这样如果这一虚拟页很快再次被访问时，就可以从TLB中快速匹配到

4）其实TLB技术就是抓住了进程的这么一个特点：进程总是对少量的虚拟页进行多次的访问，也就是说这些虚拟页的页表条目PTE会被反复读取

解决方案二：多级页表

1）一级页表在面对巨大的虚拟地址空间时，将会有很多PTE，会占有较多内存，所以引入多级页表机制：只有顶级页表长期在内存中，其余级页表只有在需要时存在，部分低级还可能存在于磁盘上

2）图a表示该32位操作系统虚拟寻址采用二级页表机制，Offset为12位，则虚拟页的大小为4KB，如果采用一级页表机制则在内存中需要2²⁰个PTE来对应

3）如果这是一个需要12MB内存的进程，底端是4MB的正文段，其上面是4MB的数据段，顶端是4MB的栈，中间4GB-12MB是空闲，采用二级页表机制，顶级页表有2¹⁰=1024个PTE，其中PTE0、PTE1、PTE1023分别对应正文段、数据段、栈，其余PTE将不会用到

4）顶级页表的一个PTE对应一张二级页表，空的PTE将不产生二级页表，所以就有3张二级页表，每张二级页表都有2¹⁰=1024个PTE

5）所以在二级页表机制下内存中一共有2¹⁰⁺2¹⁰x3=2¹²个PTE，相较与之前的2²⁰个PTE来将，大大减少

参考资料：

https://www.cnblogs.com/shijingjing07/p/5611579.html