虚拟内存（虚拟地址， 页表，换页...)

第一阶段：没有内存抽象

没有内存抽象对于内存的管理通常非常简单，除去操作系统所用的内存之外，全部给用户程序使用。或是在内存中多留一片区域给驱动程序使用，如图1所示。

图1. 没有内存抽象时，对内存的使用

第一种情况操作系统存于RAM中，放在内存的低地址，第二种情况操作系统存在于ROM中，存在内存的高地址，一般老式的手机操作系统是这么设计的。

如果这种情况下，想要操作系统可以执行多进程的话，

缺陷：多线程直接操作内存，会产生冲突。唯一的解决方案就是和硬盘搞交换，当一个进程执行到一定程度时，整个存入硬盘，转而执行其它进程，到需要执行这个进程时，再从硬盘中取回内存，只要同一时间内存中只有一个进程就行，这也就是所谓的交换（Swapping）技术。

第二阶段：内存抽象——为了解决多线程

内存抽象允许每个进程拥有自己的地址。这还需要硬件上存在两个寄存器，基址寄存器(base register)和界址寄存器(limit register),第一个寄存器保存进程的开始地址，第二个寄存器保存上界，防止内存溢出。

问题1：内存大小不可能容纳下所有并发执行的进程。

解决方法：交换(Swapping)。和前面所讲的交换大同小异,交换的基本思想是，将闲置的进程交换出内存，暂存在硬盘中，待执行时再交换回内存，比如下面一个例子，当程序一开始时，只有进程A，逐渐有了进程B和C，此时来了进程D，但内存中没有足够的空间给进程D，因此将进程B交换出内存，分给进程D。如图2所示。

图2. 交换技术

问题2：如图2，进程D和C之间的空间由于太小无法另任何进程使用，这也就是所谓的外部碎片。

解决方法：比如内存整理软件，原理是申请一块超大的内存，将所有进程置换出内存，然后再释放这块内存，从而重新加载进程，使得外部碎片被消除。这也是为什么运行完内存整理会狂读硬盘的原因。

问题3：创建进程时分配多少内存。如果分配多了，会产生内部碎片，浪费了内存，而分配少了会造成内存溢出。

解决方法：一种是直接多分配一点内存空间用于进程在内存中的增长，另一种是将增长区分为数据段和栈（用于存放返回地址和局部变量）,如图3所示。

图3. 创建进程时预留空间用于增长

当预留的空间不够满足增长时，操作系统首先会看相邻的内存是否空闲，如果空闲则自动分配，如果不空闲，就将整个进程移到足够容纳增长的空间内存中，如果不存在这样的内存空间，则会将闲置的进程置换出去。

问题4：操作系统如何管理内存

法I：位图。将内存划为多个大小相等的块，比如一个32K的内存1K一块可以划为32块，则需要32位（4字节）来表示其使用情况，使用位图将已经使用的块标为1，位使用的标为0.

法II：链表。将内存按使用或未使用分为多个段进行链接，如下图中的P表示进程，从0-2是进程，H表示空闲，从3-4表示是空闲。

图4. 位图和链表表示内存的使用情况

使用位图表示内存简单明了，但一个问题是当分配内存时必须在内存中搜索大量的连续0的空间，这是十分消耗资源的操作。相比之下，使用链表进行此操作将会更胜一筹。

当利用链表管理内存的情况下，创建进程时分配什么样的空闲空间也是个问题。通常情况下有如下几种算法来对进程创建时的空间进行分配。

• 临近适应算法(Next fit)—从当前位置开始，搜索第一个能满足进程要求的内存空间
• 最佳适应算法(Best fit)—搜索整个链表，找到能满足进程要求最小内存的内存空间
• 最大适应算法(Wrost fit)—找到当前内存中最大的空闲空间
• 首次适应算法(First fit) —从链表的第一个开始，找到第一个能满足进程要求的内存空间

 

第三阶段：虚拟内存(Virtual Memory)——为了解决大进程的内存要求

在早期的操作系统曾使用覆盖(overlays)来解决这个问题，将一个程序分为多个块，基本思想是先将块0加入内存，块0执行完后，将块1加入内存。依次往复，这个解决方案最大的问题是需要程序员去程序进行分块，这是一个费时费力让人痛苦不堪的过程。

虚拟内存的基本思想是，每个进程有用独立的逻辑地址空间，内存被分为大小相等的多个块,称为页(Page).每个页都是一段连续的地址。对于进程来看,逻辑上貌似有很多内存空间，其中一部分对应物理内存上的一块(称为页框，通常页和页框大小相等)，还有一些没加载在内存中的对应在硬盘上，如图5所示。

图5. 虚拟内存和物理内存以及磁盘的映射关系

由图5可以看出，虚拟内存实际上可以比物理内存大。当访问虚拟内存时，会访问MMU（内存管理单元）去匹配对应的物理地址（比如图5的0，1，2），而如果虚拟内存的页并不存在于物理内存中（如图5的3,4），会产生缺页中断，从磁盘中取得缺的页放入内存，如果内存已满，还会根据某种算法将磁盘中的页换出。

MMU中存储页表，用来匹配虚拟内存和物理内存。页表中每个项通常为32位，即4byte,除了存储虚拟地址和页框地址之外，还会存储一些标志位，比如是否缺页，是否修改过，写保护等。因为页表中每个条目是4字节，现在的32位操作系统虚拟地址空间是2^32，假设每页分为4k，也需(2^32/(4*2^10))*4=4M的空间，为每个进程建立一个4M的页表并不明智。因此在页表的概念上进行推广，产生二级页表，虽然页表条目没有减少，但内存中可以仅仅存放需要使用的二级页表和一级页表，大大减少了内存的使用。

每个进程有4GB的虚拟地址空间，每个进程自己的一套页表。程序中使用的都是4GB地址空间中的虚拟地址。而访问物理内存，需要使用物理地址。

一个页表的大小为4K字节，页表项(PTE, page table entry)的大小为4个字节(32bit)，所以一个页表中有1024个页表项。

• 二级页表中的每一项的内容高20bit用来放一个物理页的物理地址，低12bit放着一些标志。
• 一级页表中的每一项的内容高20bit用来放一个二级页表的物理地址，低12bit放着一些标志。

CPU把虚拟地址转换成物理地址：一个虚拟地址，大小4个字节(32bit)，分为3个部分：第22位到第31位这10位（最高10位）是页目录中的索引，第12位到第21位这10位是页表中的索引，第0位到第11位这12位（低12位）是页内偏移。一个一级页表有1024项，虚拟地址最高的10bit刚好可以索引1024项（2的10次方等于1024）。一个二级页表也有1024项，虚拟地址中间部分的10bit，刚好索引1024项。虚拟地址最低的12bit（2的12次方等于4096），作为页内偏移，刚好可以索引4KB，也就是一个物理页中的每个字节。

页面替换算法：物理内存是极其有限的，当虚拟内存所求的页不在物理内存中时，将需要将物理内存中的页替换出去，选择哪些页替换出去就显得尤为重要。

• 最佳置换算法(Optimal Page Replacement Algorithm)：将未来最久不使用的页替换出去，这听起来很简单，但是无法实现。但是这种算法可以作为衡量其它算法的基准。
• 最近不常使用算法(Not Recently Used Replacement Algorithm)：这种算法给每个页一个标志位，R表示最近被访问过，M表示被修改过。定期对R进行清零。这个算法的思路是首先淘汰那些未被访问过R=0的页，其次是被访问过R=1,未被修改过M=0的页，最后是R=1,M=1的页。
• 先进先出页面置换算法(First-In,First-Out Page Replacement Algorithm)：淘汰在内存中最久的页，这种算法的性能接近于随机淘汰。并不好。
• 改进型FIFO算法(Second Chance Page Replacement Algorithm)：这种算法是在FIFO的基础上，为了避免置换出经常使用的页，增加一个标志位R，如果最近使用过将R置1，当页将会淘汰时，如果R为1，则不淘汰页，将R置0.而那些R=0的页将被淘汰时，直接淘汰。
• 时钟替换算法(Clock Page Replacement Algorithm)：虽然改进型FIFO算法避免置换出常用的页，但由于需要经常移动页，效率并不高。因此在改进型FIFO算法的基础上，将队列首位相连形成一个环路，当缺页中断产生时，从当前位置开始找R=0的页，而所经过的R=1的页被置0，并不需要移动页。
• 最久未使用算法(LRU Page Replacement Algorithm)：LRU算法的思路是淘汰最近最长未使用的页。这种算法性能比较好，但实现起来比较困难。