操作系统-虚拟内存、虚拟地址空间机制

操作系统-虚拟内存

有关操作系统的设计，都是在解决一个问题，即：如何让计算机高效安全的运行多道程序。

先引入问题

问题1

我们先回到单任务操作系统时代，假设我们的计算机只有16M内存，其中0-1M给内核使用，我们从1M开始装载自己的程序：

• 我们先考虑单任务操作系统：当我像运行程序A的时候：将A加载到1M开始的内存空间
• 我现在又像运行程序B，由于我们考虑单任务操作系统，没办法将AB同时运行，所以只能将A的程序覆盖掉，将B加载到1M开始的地址空间，实现了覆盖。

单任务太low了，我现在要多任务，那应该怎么实现？

• 首先既然程序A装载到1M开始的地址空间，那么B装载的时候肯定不能覆盖它
• 那B装载到哪里？应该装到A的后面，听起来很可靠，但是新问题来了：
• 我们在编译链接的时候，怎么能保证程序将来运行的时候它所用到的内存位置是空闲的呢？难道每次想运行程序B，都需要看下哪块内存是空的，然后重新编译链接？
• 而且每个程序我还想运行多个进程实例，例如在浏览器同时打开多个标签，这是多么合理的需求啊！可是这种方式没法实现。

如果想要实现多任务，那么我们的方法就需要满足一个条件：在程序加载之前，我们不能对程序被加载到的内存位置有任何提前的假设，既然不能有任何假设我们还是把所有程序都加载到一个“固定位置”叭。

那试想：这里的“固定位置”如果和“内存中的具体位置”不同，那问题不就解决了嘛，也就是说“固定位置”和“内存中的具体位置”是不同的概念。

为了让上述的方案成为可能，虚拟内存的概念就诞生了，所谓虚拟内存就是在真正的内存之上的一层专门给程序使用的抽象。前者的“固定位置”值的是虚拟内存，后者的“内存中的具体位置”是物理内存地址。

可以举个例子，程序A链接的时候，链接到了0x3000位置。程序B也链接到0x3000，但是装入的时候A装入到0x1000， 程序B装入到了0x3000。前述的0x3000是虚拟地址，后面的是物理地址，至于两个地址如何转换的，交给MMU去做。

有了虚拟内存之后, 程序只需要认为自己运行在虚拟地址上就可以了, 真正运行的时候, 才把虚拟地址映射到物理地址（这件事交给MMU来做）。这样, 我们只要把程序链接到一个固定的虚拟地址, 加载程序的时候把它们加载到不同的物理地址, 并维护好虚拟地址到物理地址的映射关系, 就可以实现我们那个看似不可能的需求了!

这里将的是“虚拟地址”，为何称其为虚拟呢?这是相对真实物理地址来讲的，这个虚拟地址是假的，需要经过一层映射后才能变成真的。

下面讲什么是“虚拟内存”！

问题2

我现在有一个2G的游戏，但是我只有512M的内存，那么我能玩这个游戏嘛？

• 能玩！
• 为什么能玩？我们先来思考一个问题：
• 虽然这个游戏是2G，但是代码在执行的时候每次只执行一个指令叭，既然每次只执行一个指令，那为什么我非得一次性把2G的游戏全部装入内存呢？
• 显然没必要叭，比如：我们一星期有10门课，那我书包里就得装10本课本？当然没必要，我可以只装一本，上完这节课回家换，当然这很蠢，所以大家只装今天上的课的课本。
• 那应该设计什么方案才能跑起这个游戏呢？
• 首先我们总不能一次只装入一条指令（正如不能出门不能装一本书，装今天上的课的书），同理我们一次装入多少条指令呢？
• 这个要看怎么实现了，这里我以分页方式来讲（现代操作系统都使用分页，而且都尽量规避分段机制），即每次我装入一个页（一天要上的课的课本），如果要跑的指令不在（明天上课的书不在），再去装入相应的页（回家拿明天的书）。

这里所讲的是“虚拟内存”：我们先将程序的一部分放在磁盘中，用的时候再去取，那这部分磁盘也相当于是内存了，称其为虚拟内存。为何称其为虚拟？因为它不是货真价实的内存。

设计原则-局部性原理

局部性原理：包括快表、页高速缓存以及虚拟内存技术中都有局部性原理的影子。

局部性原理之一：时间局部性—程序中的循环操作

• 如果某条执行被执行，那么不久后该指令还可能被执行。
• 如果某个数据被访问，那么不久后该数据还可能被访问。
• 将程序一页一页的调入内存就是利用该局部性原理

局部性原理之二：空间局部性—顺序执行和顺序存储

• 一旦程序访问了某个存储单元，那么不久后，其附近的存储单元也将被访问。

这里其实可以想到：基于局部性原理去写程序，去组织变量、数据结构会对程序的运行速度有帮助的。

虚拟内存有哪些特征？

1. 多次性，无需在作业运行时一次性将程序全部装入内存，而是允许被分成多次调入。
2. 对换性，无需作业运行时一直常驻内存，而是允许在作业运行过程中，进行换进和换出。
3. 虚拟性，是指从逻辑上扩充内存的容量，使用户所看到的内存容量远大于实际的内存容量。
   所以呢，我的1G游戏能跑在512M的机器上。

虚拟内存技术的实现

再考虑如下几个问题：

问题1：优化一次效率，如何实现上述的部分装入，换进换出才能更高效呢？

1. 首先考虑一种方法：每次换入都替换地址空间的开头内容，比如我要调入20M的数据，直接覆盖掉内存中的前20M数据，这样实现是否ok呢？
   这样实现存在的问题是：内存中的后半部分会一直处于空闲状态，无法利用，那么如果将其利用起来呢？

2. 考虑第二种方法：第一种方法效率不高的原因是采用连续的替换规则，如果能采用一种离散的替换规则，即每次不一定非得从头替换，我可以充分考虑内存中的数据分配信息，从而离散地进行分配，分页机制就是离散分配的体现。

问题2：需要的哪些技术支持?

1. 一定容量的内外存，选取外存中多大的空间作为内存的缓存是有讲究的，在linux下是swap区，在windows下是：
2. 页表机制，哪些页在内存哪些不在，需要查表决定。
3. 中断机构：当需要访问的部分未调入内存，则产生中断，让中断服务程序去调入相关部分
4. 地址变换机构：实现逻辑地址到物理地址的转换。

问题3：有了以上理解你能解释这个问题吗？当电脑内存慢的时候，电脑卡的要死，点一下要反应半天。

1. 首先虚拟地址是拿磁盘的一部分当内存来用，即将内存当作磁盘的缓存，内存快、小，磁盘慢、大
2. 内存满的时候只能拿磁盘上的交换区来用，但是磁盘慢，比内存慢好几个数量级，内存越满，越不好调度，用的虚拟内存即磁盘越多，那速度就越慢了
3. 归根结底，这个问题的解答在两点：内存小、磁盘慢
4. 怎么解决呢？最好的解决方法是扩内存条，加大虚拟内存空间也会有效果。现在内存容量8G、16G不是问题，虚拟内存作用在变小，但是有些超大型的游戏，还是需要虚拟内存来支持。

请求分页存储管理

1. 为了支持虚拟存储器功能而增加了请求调页和页面置换功能。
2. 在分页系统中，只要求将当前需要的一部分页面装入内存，便可以启动作业运行。在作业执行过程中，当所要访问的页面不在内存时，再通过调页功能将其调入，同时还可以通过置换功能将暂时不用的页面换出到外存上，以便腾出内存空间。
3. 为了实现请求分页，系统必须提供一定的硬件支持。除了需要一定容量的内存及外存的计算机系统，还需要有页表机制、缺页中断机构和地址变换机构。

页表机制

增加的四个字段说明如下：

• 状态位P：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考。
• 访问字段A：用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本页最近己有多长时间未被访问，供置换算法换出页面时参考。
• 修改位M：标识该页在调入内存后是否被修改过。
• 外存地址：用于指出该页在外存上的地址，通常是物理块号，供调入该页时参考。

缺页中断机构

系统中，所要访问的页面不存在时，便产生一个缺页中断，请求OS调入。
缺页中断与普通中断一样，要经过保存CPU现场，分析终端原因，转入中断处理程序，恢复CPU等几个步骤，但是有不同点：

• 在指令执行期间产生和处理中断信号，而非一条指令执行完成后，属于内部中断
• 一条指令执行期间，可能产生多个缺页中断。

地址变换机构

其中快表是另外一种机制，可查阅相关资料。

至此，虚拟内存技术已经大致了解，其内部还存在很多内容，比如页面置换算法、页面分配策略等。

小结

1. 虚拟地址空间：给所有进程提供一致的地址空间，每个进程都认为自己是在独占使用单机系统的存储资源。其实是假象
2. 虚拟地址空间：保护每个进程的地址空间不被其他进程破坏，隔离了进程的地址访问。
3. 虚拟内存：把主存作为磁盘的高速缓存，在主存和磁盘之间根据需要来回传送数据，在逻辑上扩充了内存。
4. 虚拟内存：建立了内存-外存的两级存储器的结构

请求分页存储管理的基本思想：

• 真正用到某一个页是才给，否则不给
• 需要想办法区分哪些是已经给的，哪些是没给的，在页表里添加一位用来标识是否给了
• 相当于将分配行为延迟到缺页中断处理程序中
• 缺页中断在修改完页表后需要刷新TLB
• 缺页中断发生时可以查询error code找到原因
• 引起缺页中断的内存地址存在一个寄存器中

如果需要分配页框时没有空闲页框怎么办?

• 将一些页置换到磁盘中

如果觉得写的不错，对读者有帮助，可以给笔者点个赞，鼓励一下哦~

操作系统系列博客