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。

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）。

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。

虚拟地址与物理地址之间通过页表来映射，如下图：

内存映射
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。
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。

分页是怎么解决分段的内存碎片、内存交换效率低的问题？

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。

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。**

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。

分页机制下，虚拟地址和物理地址是如何映射的？

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。

内存分页寻址
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。

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：

虚拟页与物理页的映射

这看起来似乎没什么毛病，但是放到实际中操作系统，这种简单的分页是肯定是会有问题的。

简单的分页有什么缺陷？

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：

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？

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。

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？

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。

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？

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）。

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。

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）；
  

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。

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。

程序的局部性
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。

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。

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。
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。