虚拟内存

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

有两种映射方式：

  • 内存分段
  • 内存分页

内存分段

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于是程序可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。

因为分段后各段是离散的，为了保证程序能正常运行，就必须能从物理内存中找到各个逻辑段的存放位置，实现这个功能的是段表

段表

  • 段表里面保存的是这个段的基地址
  • 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。

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分段的办法很好，优点是解决了程序本身不需要关心具体的物理内存地址的问题，但它缺点是：

  • 第一个就是外部内存碎片的问题。
  • 第二个就是内存交换的效率低的问题。（硬盘的读写速度比内存慢太多了，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。 ）

内存分页

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。为什么要分页？为了更合理的分配进程在内存中存放

虚拟地址与物理地址之间通过页表来映射
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寻址过程：
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  • 简单来说就是：重定位寄存器（保存着该模块的物理地址）+ 目标的逻辑地址

分页的优势：
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（不会出现一整个段的磁盘读写），不会花太多时间，内存交换的效率就相对比较高。

这种简单的页表有空间上的缺陷，页表必须连续存放，当页表过大时，需要占用很多连续的页框

多级页表

多级页表是解决页表空间上、以及缓存友好型的缺陷的

两级页表工作原理：将连续存放的页表再进行分级
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工作原理：
①按照地址结构将逻辑地址拆分成三部分
②从PCB中读出页目录表始址，再根据一级页号查页目录表，找到下一级页表在内存中的存放位置
③根据二级页号查表，找到最终想访问的内存块号
④结合页内偏移量得到物理地址

  • 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（操作系统会将页面换出到硬盘），也就不需要创建这个页表项对应的二级页表了，即可以在用到时才创建二级页表。

TLB（快表）

快表又称联想存储器。
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。
根据程序的局部性原理，我们把最常访问的几个页表项存储到访问速度更快的TLB中，与之相对应，内存中的页表称为慢表

  • 有了 TLB 后，那么 CPU 在寻址时，会先查 TLB，如果没找到，才会继续查多级页表。

段页式内存管理

内存分段和内存分页组合起来后，就称为段页式内存管理
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段页式内存管理实现的方式：

  • 先将程序划分为多个有逻辑意义的段（也叫做虚拟内存），也就是分段机制；
  • 接着再把每个段划分为多个页，也就是对分段划分出来的连续空间，再划分固定大小的页；

这样，地址结构就由段号、段内页号和页内位移三部分组成。
根据这个地址结构，经过三次内存访问（查段表、查页表、查偏移量），最终找到物理地址。
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