os浅尝-话说虚拟内存

当一个可执行文件被加载到内存中执行时，就成为了一个运行的程序，也就是一个进程。

在DOS时期采用的是“实地址”模式，地址直接使用物理地址，但是这种模式下，进程可以任意修改物理内存，很容易发生占用其他进程的内存的情况，甚至可能会覆盖操作系统使用的内存。

所以后来又出现了“保护模式”

进程不直接使用物理内存地址，而是使用虚拟的内存地址，这些地址被成为线程地址，操作系统负责把虚拟内存映射到物理内存，怎么映射？

首先要知道“保护模式”提供内存分页机制

比如在32位系统下，物理内存中梅4KB作为一页，从虚拟内存到物理内存是以页为单位映射的

然后要知道，操作系统会以链表的形式，记录各个进程的控制信息，这在winodws中称为进程控制块（PCB）

在Linux中对应task_struct结构体

每个进程的控制信息中都有这样一个指针，存储的是当前进程“页目录”的物理地址

页目录也是一个内存页，存储的是一系列指针，指向同样用来存储物理内存页起始地址的“页表”

32位下一个内存地址占4个字节，一个页目录就可以寻址1024个页表，而每个页表又可以寻址1024个物理内存页，每个页4KB，这样正好等于4GB，也就是说32位系统下，只需要有这样两级页表就足够寻址4GB大小的内存空间了

而一个32位的线性地址中，前10位可以从页目录中选择一个页表，次十位可以从页表中锁定一个物理内存页最后1剩下的12位会用来存储一个相对于内存页起始位置的偏移值，12位正好覆盖4K偏移值，也就足够定位到这一页的每一个地址了。

这样就实现了虚拟内存中一个内存页到物理内存页的映射，不仅没有在进程中直接使用物理内存地址

而且每个进程对应自己的页表，这样在不同进程中，相同的线性地址也会被映射到不同的物理地址，从而实现进程地址空间的隔离

还可以通过把同一组物理页映射到不同进程的页表中，来实现进程之间的共享内存

再来看页表中存储的这些记录

他们也不只是内存页其实地址这么简单，因为内存页大小都是4KB，所以内存页的其实地址一定是4K的整数倍，也就是说它的低12位一定是0

因此页表里每一条记录都有12位的空闲空间可以使用，他们 可以用来标识对应物理内存页是否可读、可写、可执行等信息。
其中就有以为用于表示该物理内存页是否已经映射
因为进程向操作系统申请映射内存时，通常不会已申请就立马分配

操作系统会先记个帐，例如LInux中，通过进程对应的task_struct可以找到记录内存分配的链表

每个链表项都是一个WMA(Virtual Memory Area)结构体

里面记录着该进程已经申请的一段连续内存地址区间，例如进程申请地址区间[a,b]这段内存，他的VMA链表就会增加一项或者对相邻区间进行扩张，标记上地址区间[a,b]已经申请了

进程再申请地址区间[b,c]这段内存，头插法

相邻区间进行扩张

但是真正的映射要到进程访问这段内存时才会进行，所以说进程的虚拟地址空间只是它可以申请使用的一个范围，只有真正被映射物理内存才算是能够合法使用的虚拟内存，而没有被映射到物理内存的部分，不属于合法的线性地址，要使用就必须先映射

既然进程使用的都是线性地址，那么程序执行时CPU拿到的也是这样的线性地址

而线性地址到物理地址的转换会交由CPU的内存管理单元（MMU）负责

当前进程持有的页目录的物理地址会被保存到特定寄存器

这样CPU就可以借助页目录和页表把线性地址转换成物理地址了

此外，由于频繁查页表会影响效率，CPU会把当前进程已经转换过的地址关系缓存到TLB（Translation Lookaside Buffer）中，需要转换地址时，先去TLB中查找，没有的话，再去查页表然后写入TLB

如果要切换到另一个进程执行，那么寄存器存储的页目录也会改变，之前的TLB缓存就会失效，需要重新查询页表建立新的而缓存数据，这也是进程切换代价比较高的一个原因

如果CPU查页表时发现，对应物理内存也还没有完成映射，就会发生Page Fault

处理这个异常的Page Fault Handler就会去进程控制信息这里查询该进程是否申请了该段内存，如果已经申请就实际分配物理页面并完成页表映射，然后就要可以正常使用了

若没有申请过，就会发生内存访问异常，这样设计的目的是为了保证系统运行效率，毕竟内存映射比较耗时。
OK,到目前为止我们嫩已经理解了进程隔离的必要性

也知道虚拟内存如何实现进程隔离

以及线性地址和物理地址是如何转换的
这些内容是进一步理解进程、线程、协程等概念的i基础，我们浅尝而已，就这样~