操作系统虚拟内存机制

古城微笑少年丶 2022-06-08 05:56 214阅读 0赞

由底层硬件和操作操作系统两种软硬件结合实现，是硬件异常、硬件地址翻译、主存、磁盘文件和内核的完美结合，主要提供3个能力

*  1.给所有进程一致的地址空间 每个进程都认为自己是在独占CPU
 *  2.保证每个进程的地址空间不被其他进程破坏 隔离进程的地址访问
 *  3.把主存作为磁盘的高速缓存，在主存和磁盘之间根据需要来回传送数据 高效的使用了主存。

## 1.虚拟地址和物理地址 ##

32位系统的虚拟地址是0-2^32  
64位系统的虚拟地址是0-2^64

Linux内核把虚拟地址空间分为：用户进程空间和内核进程空间，二者的比例一般是3:1

![这里写图片描述][Center]

CPU取一个实际物理地址的值：

1.  把进程指令使用的虚拟地址通过MMU转换成物理地址
2.  把物理地址映射到高速缓存的缓存行
3.  如果高速缓存命中就返回
4.  如果没有命中就产生一个缓存缺失中断，从主存相应的物理地址取值，并且从主存中加载到高速缓存中，CPU中断恢复，继续执行中断前的指令

高速缓存是和物理地址相映射的，进程指令中使用的是虚拟地址

![这里写图片描述][Center 1]

内存管理原理：

缓存中的基本单位的块，每次换入换出有是一个块，同样的原理应用到内存管理中是使用页\[Page\]来表示块。  
虚拟地址空间划分成多个固定大小的虚拟页\[VP\],物理地址划分成多个大小的物理页\[Physcial Page\].一般VP等于PP.VP的大小通常是4KB-2MB。JVM调优的时候有时候会使用2MB的大内存页来提高GC的性能。

缓存页的分类  
1.未分配的页  
没有任何数据和虚拟页关联 不占用任何磁盘空间  
2.缓存的页  
已经分配的虚拟页 并且已经缓存在具体的物理页中  
3.未缓存的页  
已经为磁盘文件分配了虚拟页 但是还没缓存到具体的物理页中

虚拟内存系统和高速缓存系统一样 需要判断一个虚拟页面是否缓存在DRAM(主存)中，如果命中，就直接找到对应的物理页。如果不命中，操作系统需要知道这个虚拟页对应磁盘的哪个位置，然后根据相应的替换策略从DRAM中选择一个牺牲的物理页，把虚拟页从磁盘中加载到DRAM物理主存中

虚拟内存的这种缓存管理机制是通过操作系统内核，MMU(内存管理单元)中的地址翻译硬件和每个进程存放在主存中的页表(page table)数据结构来实现的。

![这里写图片描述][Center 2]

## 页表 ##

页表(page table)是存放在主存中的，每个进程维护一个单独的页表。它是一种管理虚拟内存页和物理内存页映射和缓存状态的数据结构。它逻辑上是由页表条目(Page Table Entry， PTE)为基本元素构成的数组。

1.  数组的索引号对应着虚拟页号
2.  数组的值对应着物理页号
3.  数组的值可以留出几位来表示有效位，权限控制位。有效位为1的时候表示虚拟页已经缓存。有效位为0，数组值为null时，表示未分配。有效位为0，数组值不为null，表示已经分配了虚拟页，但是还未缓存到具体的物理页中。权限控制位有可读，可写，是否需要root权限

![这里写图片描述][Center 3]

DRAM缓存是全相联的，即只有一组，任意的缓存行可以缓存任意的内容，有一个比较判断的过程，即任意的虚拟页可以对应任意的物理页。

DARM缓存的命中称为页命中，不命中称为缺页。举个例子来说，

1.  CPU要访问的一个虚拟地址在虚拟页3上（VP3），通过地址翻译硬件从页表的3号页表条目中取出内容，发现有效位0，即没有缓存，就产生一个缺页异常
2.  缺页异常调用内核的缺页异常处理程序，它会根据替换算法选择一个DRAM中的牺牲页，比如PP3。PP3中已经缓存了VP4对应的磁盘文件的内容，如果VP4的内容有改动，就刷新到磁盘中去。然后把VP3对应的磁盘文件内容加载到PP3中。然后更新页表条目，把PTE3指向PP3,并修改PTE4，不再指向PP3.
3.  缺页异常处理程序返回后重新启动缺页异常前的指令，这时候虚拟地址对应的内容已经缓存在主存中了，页命中也可以让地址翻译硬件正常处理了

磁盘和主存之间传送页的活动叫做交换(swapping)或者页面调度（页面调入，页面调出）。现代操作系统都采用按需调度的策略，即不命中发生时才调入页面。操作系统都会在主存中分配一块交换区(swap)来作缓冲区，加速页面调度。

由于页的交换会引起磁盘流量，所以具有好的局部性的程序可以大大减少磁盘流量，提高性能。而如果局部性不好产生大量缺页，从而导致不断地在磁盘和主存交换页，这种现象叫缓存颠簸。可以用Unix的函数getrusage来统计缺页的次数

现代操作系统都采用多级页表的方式来压缩页表的大小。举个例子，

1.  对于32位的机器来说，支持4G的虚拟内存大小，如果每个页是4KB大小，那么采用一级页表的话，需要10^6个页表条目PTE。32位机器的页表条目是4个字节，那么页表需要4MB大小的空间。
2.  假设使用4MB大小的页，那么只需要10^3个页表项。假设每个4MB大小的页又分为4KB大小的子页，那么每个4MB大小的页需要10^3个的页表项来指向子页。也就是说可以分为两级页表，第一级页表项只需要4KB大小的页表项，每个一级页表项又指向一个4KB大小的二级页表，二级页表项则指向实际的物理页。

页表项加载是按需加载的，没有分配的虚拟页不需要建立页表项， 所以可以一开始只建立一级页表项，而二级页表项按需创建，这样大大压缩了页表的空间。

使用k级页表项的地址翻译如下：

![这里写图片描述][Center 4]

Core i7 使用四级页表结构

![这里写图片描述][Center 5]

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