九卷读书：《操作系统设计与实现》读书笔记 - 虚拟存储管理
一：概述
如果程序太大了，超过了空闲内存的容量，那么就没有办法把它全部载入内存，这时该肿么办？
其实在很多年前，人们碰到这个问题时，通常采用的解决方案就是覆盖技术。
也就是说，把该程序划分为若干个部分，称为覆盖块overlay，然后只需要把当前用到的指令和数据保存
在内存中，而把其余的指令保存在外存中。
对于放在磁盘上的覆盖块，当需要用到他们时由操作系统自动载入他们到内存
虽然覆盖块的交换操作是由操作系统完成的， 但是必须由程序员手工的把一个大程序划分为若干个小的
功能模块，并确定各个模块之间的条用关系。 这种事情既费时又费力，增加了编程的复杂度。
于是人们想啊想，不久找到了一种解决方法，可以把全部的工作都交给计算机完成。
这种方法就是虚拟存储器
它的基本思路是：程序的代码，数据和栈的总大小可以超过实际可用的物理内存的大小。操作系统把当前
需要用到的部分保留在内存中，而把其余的部分保留在磁盘上。
例如：一个大小为 512MB 的程序，可以运行在一台内存空间为256MB 的机器上。采用的方法就是在进程运行的每时每刻，经过细心挑选，
只保留一半的程序代码和数据在内存中，然后需要的时候，再把各个程序片段
在内存和磁盘之间来回交换。
虚拟存储页管理：
大部分虚拟存储系统采用的是一种称为分页paging的技术。
由程序产生的地址称为虚拟地址virtual address，他们构成了一个虚拟地址空间virtual address space。
如果计算机使用了虚拟存储机制，虚拟地址不是直接放在地址总线上，而是被发送到存储管理单元MMU( Memory Managerment Unit) 中，
由它负责把虚拟地址映射为物理地址。如下图：
在虚拟页式存储管理中，一方面，会把物理内存划分为许多固定大小的内存块，称为物理页面，或者页框（page frame）。
另一方面，把虚拟地址也划分为大小相同的块，称为虚拟页面，或者简称为页面（page）。页面的大小要求是2的整数次幂，一般在512个字节到1M字节之间。
在本例中，页面的大小是4kb。 由于虚拟地址是 64KB，物理地址是 32KB，因此我们得到16个虚拟页面和8个物理页面。
当一个用户程序需要在内存和磁盘之间换入换出时，不是以整个程序为单位，而是以页面为单位。
假设程序运行时，需要去访问地址0，例如，如下的指令：（见下图）
MOV REG, 0
虚拟地址0发送给MMU，然后MMU就会发现整个虚拟地址位于第0个页面中（第0个页面所包含的地址0 - 4095），而第0个虚拟页面存放在内存的
第2个物理页面中（8192 - 12287），它的起始地址是 8192，然后再加上页内的偏移地址 0，所以最后得到的物理地址是 8192。
然后MMU就把这个真正的物理地址发送到地址总线上，从而去访问相应的内存单元。
这样，这一次的内存访问就完成了。
类似的如果去执行另外一条指令：（见下图）
MOV REG, 8192
那么该指令会被转为：
MOV REG, 24576
这是因为虚拟地址8192位于第二个虚拟页中，而该页面存放在第6个物理页面中（相应的物理地址为 24576 - 28671）。
第三个例子：（见下图）
虚拟地址为20500位于第5个虚拟页面中（虚拟地址为20380 - 24575），页面内的偏移地址是20. 而第5个虚拟页面存放着第3个物理页面，第3个物理页面的起始地址为 12288，
所以随后的物理地址为 12288 + 20 = 12308
经过适当的设置后，MMU能够将16个虚拟地址页面映射到相应的8个物理页面之一，但这并没有解决虚拟空间比物理空间大的问题。因为只有8个物理页面，因此在上图中，
只有8个虚拟页面能够被映射到物理内存。而其他的虚拟内存，无法映射，在图中用X来表示，
但是在实际的硬件上，会有一个 有效位（present/absent bit）来描述虚拟页面是否在内存中。
如果程序访问了一个未被映射的页面，比如，执行了下面的命令：
MOV REG， 32780
也就是对虚拟地址 32768 进行访问（这个虚拟地址位于第8个虚拟页面中，而且页面内便宜地址为12），那么MMU在进行地址映射时候就会发现，
第8个虚拟页面并未在内存中（在图中用X标识），因此无法完成映射，这时候，MMU会引发一个缺页中断（page fault），把这个问题提交给操作系统去处理。
操作系统会从内存中挑选一个使用不多的物理页面，把它的内容写回到磁盘，从而腾出一个空闲页面，然后把引发缺页中断的那个虚拟页面装入该空闲页面中，
并对地址映射关系进行更新。 最后，回到被中断的指令重新开始执行。
《操作系统设计与实现》 笔记
