操作系统：内存管理篇—— 虚拟内存、段式内存管理、页式内存管理_纯页式存储管理是虚拟存储吗

前言

本文参考自《小林coding》、《深入理解计算机系统》。

为了更加有效地管理内存并且少出错，现代系统提供了一种对主存的抽象概念，叫做虚拟内存(VM)。

虚拟内存是硬件异常、硬件地址翻译、主存、磁盘文件和内核软件的完美交互，它为每个进程提供了一个大的、一致的和私有的地址空间。

通过一个很清晰的机制，虚拟内存提供了三个重要的能力:

1. 它将主存看成是一个存储在磁盘上的地址空间的高速缓存，在主存中只保存活动区域，并根据需要在磁盘和主存之间来回传送数据，通过这种方式，它高效地使用了主存。
2. 它为每个进程提供了一致的地址空间，从而简化了内存管理。
3. 它保护了每个进程的地址空间不被其他进程破坏。

一、物理和虚拟地址

计算机系统的主存被组织成一个有M个连续的字节大小的单元组成的数组。每字节都有一个唯一的物理地址( Physical Address，PA)。
第一个字节的地址为0，接下来的字节地址为1，再下一个为2，依此类推。给定这种简单的结构，CPU 访问内存的最自然的方式就是使用物理地址。我们把这种方式称为物理寻址( physicaladdressing)。示例：

在这种情况下，要想在内存中同时运行两个程序是不可能的。如果第一个程序在1的位置写入一个新的值，将会擦掉第二个程序存放在相同位置上的所有内容，所以同时运行两个程序是根本行不通的，这两个程序会立刻崩溃。

操作系统如何解决该问题？

我们可以把进程所使用的地址 “隔离” 开来，即让操作系统为每个进程分配独立的一套 「虚拟地址」 ，人人都有，大家自己玩自己的地址就行，互不干涉。但是有个前提每个进程都不能访问物理地址，至于虚拟地址最终怎么落到物理内存里，对进程来说是透明的，操作系统已经把这些都安排的明明白白了。

操作系统会提供一种机制，将不同进程的虚拟地址和不同内存的物理地址映射起来。

如果程序要访问虚拟地址的时候，由操作系统转换成不同的物理地址，这样不同的进程运行的时候，写入的是不同的物理地址，这样就不会冲突了。

于是，这里就引出了两种地址的概念:

1. 我们程序所使用的内存地址叫做虚拟内存地址(Virtual Memory Address)
2. 实际存在硬件里面的空间地址叫物理内存地址( Physical Memory Address) 。

来看看书中是怎么说的：

使用虚拟寻址，CPU通过生成一个虚拟地址(Virtual Address，VA)来访问主存，这个虚拟地址在被送到内存之前先转换成适当的物理地址。将一个虚拟地址转换为物理地址的任务叫做地址翻译(address translation)。

就像异常处理一样，地址翻译需要CPU硬件和操作系统之间的紧密合作。CPU芯片上叫做 内存管理单元(Memory Management Unit,MMU) 的专用硬件，利用存放在主存中的查询表来动态翻译虚拟地址，该表的内容由操作系统管理。

图示：

二、如何管理虚拟地址和物理地址？

主要有两种方式，内存分段和内存分页。

1. 内存分段

程序是由若干个逻辑分段组成的，如可由代码分段、数据分段、栈段、堆段组成。不同的段是有不同的属性的，所以就用分段(Segmentation) 的形式把这些段分离出来。

1.1 分段机制下虚拟地址和物理地址如何映射？

分段机制下的虚拟地址由两部分组成，段选择因子和段内偏移量。

• 段选择因子就保存在段寄存器里面。段选择子里面最重要的是段号，用作段表的索引。
• 段表里面保存的是这个段的基地址、段的界限和特权等级等。
• 虚拟地址中的段内偏移量应该位于0和段界限之间，如果段内偏移量是合法的，就将段基地址加上段内偏移量得到物理内存地址。

如果要访问段1中偏移量500的虚拟地址，可以计算出它的物理地址为段1基地址2500 + 500 = 3000.

分段方法的不足之处：

1. 内存碎片
2. 内存交换效率低。

1.2分段产生内存碎片问题

示例：假设有1G的物理内存，用户执行了多个程序，其中：

• 游戏占用了512MB；
• 音乐占用了128MB；
• 浏览器占用了256MB；

这时候如果终止了音乐这个进程，那么空闲内存还有256MB，但它们是不连续的，这时候就无法再创建一个占用200MB的进程。

图示：

这里的内存碎片的问题共有两处地方:

• 外部内存碎片，也就是产生了多个不连续的小物理内存，导致新的程序无法被装载;
• 内部内存碎片，程序所有的内存都被装载到了物理内存，但是这个程序有部分的内存可能并不是很常使用，这也会导致内存的浪费;

针对上面两种内存碎片的问题，解决的方式会有所不同。
解决外部内存碎片的问题就是内存交换。

可以将浏览器程序占用的256MB写到硬盘上，再从硬盘上读回到内存上，这时候的这256MB回紧跟随着游戏程序所占用的512MB后面，空出来的剩余空间就是连续的。

1.3 分段为什么会导致内存交换效率低

对于多进程的系统来说，用分段的方式，内存碎片是很容易产生的，产生了内存碎片，那不得不重新Swap内存区域，这个过程会产生性能瓶颈。

因为硬盘的访问速度要比内存慢太多了，每一次内存交换，我们都需要把一大段连续的内存数据写到硬盘上。
所以，如果内存交换的时候，交换的是一个占内存空间很大的程序，这样整个机器都会显得卡顿。

为了解决内存分段的内存碎片和内存交换效率低的问题，就出现了内存分页。

2.内存分页

分段的好处就是能产生连续的内存空间，但是会出现内存碎片和内存交换的空间太大的问题。

要解决这些问题，那么就要想出能少出现一些内存碎片的办法。另外，当需要进行内存交换的时候，让需要交换写入或者从磁盘装载的数据更少一点，这样就可以解决问题了。这个办法，也就是内存分页（ Paging) 。

分页是把整个虚拟和物理内存空间切成一段段固定尺寸的大小。这样一个连续并且尺寸固定的内存空间，我们叫页(Page)。在Linux下，每一页的大小为4KB。

虚拟地址与物理地址之间通过页表来映射，如下图:

页表就是一个页表条目（Page Table Entry, PTE）的数组。虚拟地址空间中的每个页在页表中一个固定偏移量处都有一个PTE。

2.1分页怎么解决分段的内存碎片、内存交换效率低的问题

由于内存空间都是预先划分好的，也就不会像分段会产生间隙非常小的内存，这正是分段会产生内存碎片的原因。而采用了分页，那么释放的内存都是以页为单位释放的，也就不会产生无法给进程使用的小内存。

如果内存空间不够，操作系统会把其他正在运行的进程中的【最近没被使用】的内存页面给释放掉，也就是暂时写在硬盘上，称为换出（Swap Out）。一旦需要的时候，再加载进来，称为换入（Swap In）。所以，一次性写入磁盘的也只有少数的一个页或者几个页，不会花太多时间，内存交换的效率就相对比较高。

图示：

分页的方式使得我们在加载程序的时候，不再需要一次性都把程序加载到物理内存中。
我们完全可以在进行虚拟内存和物理内存的页之间的映射之后，并不真的把页加载到物理内存里，而是只有在程序运行中，需要用到对应虚拟内存页里面的指令和数据时，再加载到物理内存里面去。

2.2 分页机制下虚拟地址和物理地址如何映射

在分页机制下，虚拟地址分为两部分，页号和页内偏移。页号作为页表的索引，页表包含物理页每页所在物理内存的基地址，这个基地址与页内偏移的组合就形成了物理内存地址：

总结，对于一个内存地址转换，其实就是这样三个步骤：

1. 把虚拟内存地址，切分成页号和偏移量；

2. 根据页号，从页表里面，查询对应的物理页号；

3. 直接拿物理页号，加上前面的偏移量，就得到了物理内存地址。

2.3 空间上的缺陷

因为操作系统是可以同时运行非常多的进程的，那这就意味着页表会非常的庞大。

在 32 位的环境下，虚拟地址空间共有 4GB，假设一个页的大小是 4KB（2^12），那么就需要大约 100 万 （2^20） 个页，每个「页表项」需要 4 个字节大小来存储，那么整个 4GB 空间的映射就需要有 4MB 的内存来存储页表。

这 4MB 大小的页表，看起来也不是很大。但是要知道每个进程都是有自己的虚拟地址空间的，也就说都有自己的页表。

那么，100 个进程的话，就需要 400MB 的内存来存储页表，这是非常大的内存了，更别说 64 位的环境了。

2.4 多级页表

要解决上面的问题，就需要采用的是一种叫作多级页表（Multi-Level Page Table）的解决方案。

在前面我们知道，对于单页表的实现方式，在 32 位和页大小 4KB 的环境下，一个进程的页表需要装下 100 多万个「页表项」，并且每个页表项是占用 4 字节大小的，于是相当于每个页表需占用 4MB 大小的空间。

我们把这个 100 多万个「页表项」的单级页表再分页，将页表（一级页表）分为 1024 个页表（二级页表），每个表（二级页表）中包含 1024 个「页表项」，形成二级分页。

如图：

每个进程都有 4GB 的虚拟地址空间，而显然对于大多数程序来说，其使用到的空间远未达到 4GB，因为会存在部分对应的页表项都是空的，根本没有分配，对于已分配的页表项，如果存在最近一定时间未访问的页表，在物理内存紧张的情况下，操作系统会将页面换出到硬盘，也就是说不会占用物理内存。

如果使用了二级分页，一级页表就可以覆盖整个 4GB 虚拟地址空间，但如果某个一级页表的页表项没有被用到，也就不需要创建这个页表项对应的二级页表了，即可以在需要时才创建二级页表。做个简单的计算，假设只有 20% 的一级页表项被用到了，那么页表占用的内存空间就只有 4KB（一级页表） + 20% * 4MB（二级页表）= 0.804MB

对于 64 位的系统，两级分页肯定不够了，就变成了四级目录，分别是：

1. 全局页目录项 PGD（Page Global Directory）；

2. 上层页目录项 PUD（Page Upper Directory）；

3. 中间页目录项 PMD（Page Middle Directory）；

4. 页表项 PTE（Page Table Entry）；

2.5 TLB

多级页表虽然解决了空间上的问题，但是虚拟地址到物理地址的转换就多了几道转换的工序，这显然就降低了这俩地址转换的速度，也就是带来了时间上的开销。

程序是有局部性的，即在一段时间内，整个程序的执行仅限于程序中的某一部分。相应地，执行所访问的存储空间也局限于某个内存区域。

利用这一特性，把最常访问的几个页表项存储到访问速度更快的硬件，于是计算机科学家们，就在 CPU 芯片中，加入了一个专门存放程序最常访问的页表项的 Cache，这个 Cache 就是 TLB（Translation Lookaside Buffer） ，通常称为页表缓存、转址旁路缓存、快表等。

在 CPU 芯片里面，封装了内存管理单元（Memory Management Unit）芯片，它用来完成地址转换和 TLB 的访问与交互。

有了 TLB 后，那么 CPU 在寻址时，会先查 TLB，如果没找到，才会继续查常规的页表。

TLB 的命中率其实是很高的，因为程序最常访问的页就那么几个。

END

图文参考自小林coding