操作系统笔记-7-虚拟内存

引言

上一篇笔记讲述了内存的地址空间抽象，但是还留下了问题，那就是当软件很大的时候虽然利用Swapping技术可以运行，但是每次交换整个进程的空间开销不容忽视，虽然近年来内存也有增长，但是软件大小增长的速度远大于内存增长的速度。

一个解决方法是Overlays(覆盖)，Overlays将程序分割为多个片段，称为覆盖，当程序开始时，覆盖管理器加载覆盖0，执行完成后，通知覆盖管理器加载覆盖1，然后覆盖1会在覆盖0top上（如果有空间），或者直接在覆盖0（如果没空间）。虽然，换入换出覆盖块由操作系统完成，但是需要程序员将程序分块，这是一个复杂的工作，并且非常容易出错。因此这种技术无法普及，因此人们又提出了新的解决方案，这次是完全交给系统完成，那就是今天要学习的一个技术-虚拟内存。

基本概念

原理

每个程序都有自己独立的空间，并且这个空间分了多个固定大小的块，这些块通常叫做页，每一个页都有一个连续的地址范围，每一个页都映射一个物理范围叫页框（页框的大小通常和页是一样），程序运行不需要所有的页都在内存中，当程序引用到在物理内存中的地址空间时，由硬件（MMU）完成映射；如果不在内存中，由操作系统载入内存并重新执行失败的指令。

页框

物理内存中对应虚拟内存的页叫页框，大小和虚拟内存页大小一致。（RAM和磁盘交换数据是以页为单位的。有不同页面大小混合使用的）

虚拟地址

• 虚拟地址是程序在虚拟空间生成的地址，类似于上一篇讲的逻辑地址，它不是真实的物理地址，需要通过一定的转换才能得到物理地址。

• 简单虚拟地址结构，分为两部分，前n位表示页编号，后m位表示偏移量
  

• 一个例子：假设一个系统页大小为4Kb，而应用程序需要的空间为64Kb，虚拟页有16个，因此页编号需要4位，而偏移量需要12位，总共16位就可以表示虚拟地址

页表

• 页表是一个列表项的集合，最简单的虚拟地址分为两部分，前n位表示的页编号便是页表的索引（这里的页表是很简单的页表，后边在讲如何解决大虚拟内存时会讲到多级页表）

• 页表项示意图
  

  • Present/absent位，表示虚拟页是否在内存中

  • 保护位，简单用一个位0-r/w，1-只读。或者用3个位，分别表示可读、可写和可执行

  • 修改位，当一个页面被写入时该位会自动修改，表示该页是脏的

  • 引用位，当一个页面被访问时，该位会被设置，它的值可以用来帮助OS在缺页时选择被淘汰的页面

  • 禁止缓存位，设置该位代表该位禁止被缓存，用于I/O设备，如果I/O设备有独立的内存空间，该位不需要使用

• 不同计算机的页表项大小可能不同

内存管理单元(MMU)

• 作用： 解析虚拟地址映射的物理地址，数学形式：$F(VA)=PA$

• MMU工作示意图
  

• 虚拟内存映射物理内存示意图
  

  上图是程序的虚拟空间64K，内存是32K，页和页框为4K，可以看到0-4095映射到8192-12287

• MMU映射过程

• MMU内部处理流程
  1. 虚拟地址8196取出高4位计算页表索引，0010表示2，因为找到索引为2的页表项
  2. 通过Present/absent位判断虚拟页是否在内存中，此处的值为1，说明在内存中，找到页框号110；否则MMU发现虚拟地址找不到映射的物理地址，使CPU陷入操作系统(缺页中断)，OS会选择一个很少使用的页框交换出去，重新执行陷入OS的指令
  3. 将页框号+上偏移量就是物理内存地址，放到bus上

分页问题

加速分页-TLB

• 分页系统面临的两个问题

  1. 虚拟内存地址映射为物理内存地址必须快
  2. 如果虚拟地址空间很大，那么页表空间也要很大

• 解决方案-TLB(转换检测缓冲区)

  • 原理：通过观察，大部分的程序多数情况都是反复访问很少的的页，也就是说，只有很少的页被反复访问，大多数页很少访问，TLB硬件一般在MMU里。TLB示意图
    

• MMU硬件TLB管理

  当TLB失效时，有MMU硬件负责查找并且装载，主要的好处是一个简单的MMU可以节省芯片的很多空间让给缓存和其他可以提升性能的组件，TLB工作原理图
  

• 软件TLB管理

  当TLB失效时，会生成一个TLB失效并将问题交给OS解决，查找和装载TLB由OS完成

  • 减少TLBmiss：OS会预加载，系统推断接下来需要使用的页
  • 降低TLB miss时的开销
    • 存在问题：如果用软件管理TLB，当TLB实现时，会通过搜索页表索引页，假如此时存放页表的页不在TLB中，就会引起二次TLB失效
    • 解决办法：在内存上固定区域维护一个大（比如4KB）的TLB表项的缓存，该固定区域的页一直在存在TLB中，当TLB实现时，先查找TLB的缓存
  • TLB miss类型
    • soft miss(软失效)：TLB未命中，但是页在内存中
    • hard miss(硬失效)：TLB未命中，且页不在内存中，开销将非常高
    • minor page fault(次要缺页错误)：页不在该进程的页表中，但是在内存中，在其他进程的页表中，这一种只需要在进程的页表中简单的更新映射
    • major page fault(严重缺页错误)：页需要从磁盘调入
    • segmentation fault(段错误)：程序访问非法地址

大内存页表问题

• 问题：如果内存非常大，那么页表也很大，比如4G的内存，采用4KB的页大小，那么页表将有100w个页表项，因为页可能分散在内存的各个页框，所以需要维护这个包含100w个页表项的页表，并且有多少个进程就有多少个这种页表，非常浪费空间。

• 分级页表

  • 原理：采用多级的设置，可以避免始终保持所有的页表在内存中。比如一个进程所需空间进程上下文4M，Data段4M，Stack段4M，总共需要12M，因此虽然虚拟页表还是很大，但是很多都是没有用到的，这些没有用到的页表不应该保存在内存中，而采用两级页表时，只需要保存4个页表，一个顶级页表，一个0-4M、一个4-8M，一个8-12M3个2级页表。顶级页表除了0，其他的页表项Present/absent都会设置为0，每个进程的页表都是独立的
    

    上图a中PT1、PT2分别表示一级页表索引和二级页表索引。上图中一个进程只用3个顶级页表，而其他页表在/不在位被设置为0，当这些不在页表被访问时，会产生一个缺页中断，OS会做处理，这时访问了不该访问的内存。

  • 4级页表，4k的页，每级页表用9位索引，最大支持256TB内存

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