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虚拟内存

如果你是电子相关专业的，肯定在大学里捣鼓过单片机。
单片机是没有操作系统的，所以每次写完代码，都需要借助工具把程序烧录进去，这样程序才能跑起来。
另外，单片机的 CPU 是直接操作内存的「物理地址」。

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 2000 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。
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操作系统如何解决这个问题呢？
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这里关键的问题是这两个程序都引用了绝对物理地址，而这正是我们最需要避免的。


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。
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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。
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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：

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

操作系统引入了虚拟内存，进程持有的虚拟地址会通过 CPU 芯片中的内存管理单元（MMU）的映射关系，来转换变成物理地址，然后再通过物理地址访问内存，如下图所示：
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操作系统如何管理虚拟地址和物理地址之间的关系呢？


主要有两种方式，分别是内存分段和内存分页，分段是比较早提出的，我们先来看看内存分段。
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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。
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分段机制下，虚拟地址和物理地址如何映射？
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分段机制下的虚拟地址由两部分组成，段选择子和段内偏移量。

• 段选择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。

在上面了，知道了虚拟地址是通过段表与物理地址进行映射的，分段机制会把程序的虚拟地址分成 4 个段，每个段在段表中有一个项，在这一项找到段的基地址，再加上偏移量，于是就能找到物理内存中的地址，如下图：

如果要访问段 3 中偏移量 500 的虚拟地址，我们可以计算出物理地址为，段 3 基地址 7000 + 偏移量 500 = 7500。


分段的办法很好，解决了程序本身不需要关心具体的物理内存地址的问题，但它也有一些不足之处：

• 第一个就是内存碎片的问题。
• 第二个就是内存交换的效率低的问题。

接下来，说说为什么会有这两个问题。


我们来看这样一个例子。我现在手头的这台电脑，有 1GB 的内存。我们先启动一个图形渲染程序，占用了 512MB 的内存，接着启动一个 Chrome 浏览器，占用了 128MB 内存，再启动一个 Python 程序，占用了 256MB 内存。这个时候，我们关掉 Chrome，于是空闲内存还有 1024 - 512 - 256 = 256MB。按理来说，我们有足够的空间再去装载一个 200MB 的程序。但是，这 256MB 的内存空间不是连续的，而是被分成了两段 128MB 的内存。因此，实际情况是，我们的程序没办法加载进来。

当然，这个我们也有办法解决。解决的办法叫内存交换（Memory Swapping）。


我们可以把 Python 程序占用的那 256MB 内存写到硬盘上，然后再从硬盘上读回来到内存里面。不过读回来的时候，我们不再把它加载到原来的位置，而是紧紧跟在那已经被占用了的 512MB 内存后面。这样，我们就有了连续的 256MB 内存空间，就可以去加载一个新的 200MB 的程序。如果你自己安装过 Linux 操作系统，你应该遇到过分配一个 swap 硬盘分区的问题。这块分出来的磁盘空间，其实就是专门给 Linux 操作系统进行内存交换用的。


虚拟内存、分段，再加上内存交换，看起来似乎已经解决了计算机同时装载运行很多个程序的问题。不过，你千万不要大意，这三者的组合仍然会遇到一个性能瓶颈。硬盘的访问速度要比内存慢很多，而每一次内存交换，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，交换的是一个很占内存空间的程序，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。
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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。
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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）。
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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。
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虚拟地址与物理地址之间通过页表来映射，如下图：



页表实际上存储在 CPU 的内存管理单元 （MMU） 中，于是 CPU 就可以直接通过 MMU，找出要实际要访问的物理内存地址。
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而当进程访问的虚拟地址在页表中查不到时，系统会产生一个缺页异常，进入系统内核空间分配物理内存、更新进程页表，最后再返回用户空间，恢复进程的运行。
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分页怎么解决分段的内存碎片、内存交换效率低的问题？
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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。
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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。
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更进一步地，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。
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分页机制下，虚拟地址和物理地址是如何映射的？
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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，见下图。
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总结一下，对于一个内存地址转换，其实就是这样三个步骤：

• 把虚拟内存地址，切分成页号和偏移量；
• 根据页号，从页表里面，查询对应的物理页号；
• 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。

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下面举个例子，虚拟内存中的页通过页表映射为了物理内存中的页，如下图：

简单分页

简单的分页有什么缺陷呢？
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有空间上的缺陷。


因为操作系统是可以同时运行非常多的进程的，那这不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。

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。


在前面我们知道了，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。如下图所示：

你可能会问，分了二级表，映射 4GB 地址空间就需要 4KB（一级页表）+ 4MB（二级页表）的内存，这样占用空间不是更大了吗？
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当然如果 4GB 的虚拟地址全部都映射到了物理内上的，二级分页占用空间确实是更大了，但是，我们往往不会为一个进程分配那么多内存。
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其实我们应该换个角度来看问题，还记得计算机组成原理里面无处不在的局部性原理么？
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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。
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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
，这对比单级页表的 4MB 是不是一个巨大的节约？
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那么为什么不分级的页表就做不到这样节约内存呢？我们从页表的性质来看，保存在内存中的页表承担的职责是将虚拟地址翻译成物理地址。假如虚拟地址在页表中找不到对应的页表项，计算机系统就不能工作了。所以页表一定要覆盖全部虚拟地址空间，不分级的页表就需要有 100 多万个页表项来映射，而二级分页则只需要 1024 个页表项（此时一级页表覆盖到了全部虚拟地址空间，二级页表在需要时创建）。
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我们把二级分页再推广到多级页表，就会发现页表占用的内存空间更少了，这一切都要归功于对局部性原理的充分应用。
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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：

• 全局页目录项 PGD（Page Global Directory）；
• 上层页目录项 PUD（Page Upper Directory）；
• 中间页目录项 PMD（Page Middle Directory）；
• 页表项 PTE（Page Table Entry）；

页表缓存TLB（Translation Lookaside Buffer）

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。
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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。
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我们就可以利用这一特性，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。
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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。
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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。
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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。
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Linux内存管理

逻辑地址和线性地址：
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• 程序所使用的地址，通常是没被段式内存管理映射的地址，称为逻辑地址；
• 通过段式内存管理映射的地址，称为线性地址，也叫虚拟地址；

逻辑地址是「段式内存管理」转换前的地址，线性地址则是「页式内存管理」转换前的地址。
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Linux 内存主要采用的是页式内存管理，但同时也不可避免地涉及了段机制。
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这主要是上面 Intel 处理器发展历史导致的，因为 Intel X86 CPU 一律对程序中使用的地址先进行段式映射，然后才能进行页式映射。既然 CPU 的硬件结构是这样，Linux 内核也只好服从 Intel 的选择。
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但是事实上，Linux 内核所采取的办法是使段式映射的过程实际上不起什么作用。也就是说，“上有政策，下有对策”，若惹不起就躲着走。
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Linux 系统中的每个段都是从 0 地址开始的整个 4GB 虚拟空间（32 位环境下），也就是所有的段的起始地址都是一样的。这意味着，Linux 系统中的代码，包括操作系统本身的代码和应用程序代码，所面对的地址空间都是线性地址空间（虚拟地址），这种做法相当于屏蔽了处理器中的逻辑地址概念，段只被用于访问控制和内存保护。
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我们再来瞧一瞧，Linux 的虚拟地址空间是如何分布的？
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在 Linux 操作系统中，虚拟地址空间的内部又被分为内核空间和用户空间两部分，不同位数的系统，地址空间的范围也不同。比如最常见的 32 位和 64 位系统，如下所示：
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通过这里可以看出：

• 32 位系统的内核空间占用 1G，位于最高处，剩下的 3G 是用户空间；
• 64 位系统的内核空间和用户空间都是 128T，分别占据整个内存空间的最高和最低处，剩下的中间部分是未定义的。

再来说说，内核空间与用户空间的区别：

• 进程在用户态时，只能访问用户空间内存；
• 只有进入内核态后，才可以访问内核空间的内存；

虽然每个进程都各自有独立的虚拟内存，但是每个虚拟内存中的内核地址，其实关联的都是相同的物理内存。这样，进程切换到内核态后，就可以很方便地访问内核空间内存。
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接下来，进一步了解虚拟空间的划分情况，用户空间和内核空间划分的方式是不同的，内核空间的分布情况就不多说了。
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我们看看用户空间分布的情况，以 32 位系统为例，我画了一张图来表示它们的关系：

通过这张图你可以看到，用户空间内存，从低到高分别是 7 种不同的内存段：
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• 程序文件段，包括二进制可执行代码；
• 已初始化数据段，包括静态常量；
• 未初始化数据段，包括未初始化的静态变量；
• 堆段，包括动态分配的内存，从低地址开始向上增长；
• 文件映射段，包括动态库、共享内存等，从低地址开始向上增长（跟硬件和内核版本有关）
• 栈段，包括局部变量和函数调用的上下文等。栈的大小是固定的，一般是 8 MB。当然系统也提供了参数，以便我们自定义大小；

在这 7 个内存段中，堆和文件映射段的内存是动态分配的。比如说，使用 C 标准库的 malloc() 或者 mmap() ，就可以分别在堆和文件映射段动态分配内存。

文章来源: blog.csdn.net，作者：zhz小白，版权归原作者所有，如需转载，请联系作者。

原文链接：blog.csdn.net/zhouhengzhe/article/details/123320343