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物理地址 VS 虛擬地址

• 物理地址：邏輯上，我們可以把物理內存看成一個大數(shù)組，其中每個字節(jié)都可以通過與之對應的地址進行訪問，這個地址就叫做物理地址
• 虛擬地址 ：應用程序在運行時使用的地址

CPU翻譯虛擬地址的過程大概如圖所示

他們的包含關系如下：cpu包含MMU,MMU包含TLB

• CPU
  • TLB(轉址旁路緩存 Translation Lookaside Buffer):加速地址翻譯的過程
  • MMU(內存管理單元 Memory Management Unit): 負責虛擬地址到物理地址的轉換

平常加載程序的順序是

1. 操作系統(tǒng)把程序從磁盤加載到內存中(程序一開始是在磁盤中存放的)
2. CPU去執(zhí)行程序的第一條指令但是這個指令現(xiàn)在在物理內存中
3. cpu取指令取的是該指令的虛擬地址，由MMU翻譯為物理地址
4. 這個讀物理地址的請求將通過總線，傳送到相應的物理內存中，然后物理內存把該指令發(fā)送給CPU

分段

“MMU將虛擬地址翻譯為物理地址主要有兩種機制 ：分段和分頁

分段機制

• 操作系統(tǒng)以“段”(一段連續(xù)的物理內存)的形式管理/分配物理內存
• 應用程序的虛擬地址空間由若干個大小不同的段組成：代碼段、數(shù)據(jù)段等等
• 當CPU訪問虛擬地址中的某一個段的時候，MMU會通過查詢段表來得到該段對應的物理地址

虛擬地址：

• 段號： 標志著該虛擬地址屬于整個虛擬地址空間中的哪一段
• 段內地址(段內偏移)： 相對于該段起始地址的偏移量

“當 cpu 讀取指令時，發(fā)現(xiàn)指令的地址是虛擬地址，那么CPU中的MMU 首先判斷這個段號是否合法，如果合法， 則通過 段表基址寄存器 找到段表的位置，通過虛擬地址中的段號，找到該段的起始地址，再加上段內地址(段內偏移)，就可以得到最終的物理地址

在分段機制下，虛擬內存和物理內存都劃分成了不同的段

分段缺點

• 在虛擬地址空間中，相鄰的段所對應的物理內存空間可以不相鄰，操作系統(tǒng)能夠實現(xiàn)物理內存資源的離散分配，但是這種段式分配方式容易導致在物理內存上出現(xiàn)外部碎片

圖中裝載不進來的就是外部碎片

分頁機制

• 基本思想：
  • 將應用程序的虛擬地址空間劃分為連續(xù)的、等長的虛擬頁(4K)
  • 物理地址也是劃分為連續(xù)的、等長的的物理頁
  • 物理頁和虛擬頁頁長固定且相等

之所以這樣構造是因為會使操作系統(tǒng)很方便的為每個應用程序構造頁表，即虛擬頁和物理頁映射關系表

• 在分頁機制下，應用程序虛擬地址空間中的任意虛擬頁可以被映射到物理內存中的任意物理頁上，可以避免外部碎片的問題
• 分頁機制下的虛擬地址也由兩部分組成：虛擬頁號： 頁內偏移量：

翻譯的具體流程就是：

1. MMU首先解析虛擬地址中的虛擬頁號，檢查這個虛擬頁號是否合法，通過這個虛擬頁號取該應用程序的虛擬頁表中找到對應條目(頁表起始地址放在頁表基地址寄存器)
2. 然后取出該條目中的物理頁號
3. 最后用該物理頁號對應的物理起始地址加上虛擬地址中的頁內偏移得到最終的物理地址

TLB

首先要說一下局部性原理

• 時間局部性： 如果執(zhí)行了程序中的某條指令，那么不久后這條指令很有可能再次執(zhí)行，如果某個數(shù)據(jù)被訪問過，不久后該數(shù)據(jù)很可能再次被訪問(因為程序中存在大量的循環(huán))
• 空間局部性： 一旦程序訪問了某個存儲單元，在不久之后，其附近的存儲單元也很有可能會被訪問(因為很多數(shù)據(jù)在內存中都是連續(xù)存放的)

所以，能不能弄一個緩存，緩存這些有可能會被經常被訪問的數(shù)據(jù)呢，從而減少訪問頁表的次數(shù)呢?

為了減少地址翻譯的訪問次數(shù)，MMU引入TLB(轉址旁路緩存 Translation Lookaside Buffer)

• TLB 硬件采用分層架構，分為L1、L2兩層。
  • LI又分為數(shù)據(jù)TLB和指令TLB，分別緩存數(shù)據(jù)和指令的地址翻譯
  • L2不區(qū)分數(shù)據(jù)和指令
• TLB緩存了虛擬頁號和物理頁號的映射關系，類似map，key是虛擬頁號，value是物理頁號。
  • 如果在TLB中找到則稱為TLB命中
  • 沒有找到則稱之為TLB未命中

“有了TLB之后，查詢就變成了

1. MMU首先解析虛擬地址中的虛擬頁號，檢查這個虛擬頁號是否合法，如果合法

• 查TLB，如果命中則 直接取出物理初始地址，再加上頁內偏移量得到最終物理地址，否則繼續(xù)查詢頁表
• 如果頁表中存在物理初始地址，則將此物理初始地址緩存到TLB中 通過這個虛擬頁號取該應用程序的虛擬頁表中找到對應條目(頁表起始地址放在頁表基地址寄存器)

然后取出該條目中的物理頁號

最后用該物理頁號對應的物理起始地址加上虛擬地址中的頁內偏移得到最終的物理地址

多級頁表

• 如果頁表太大時怎么辦，頁表必須連續(xù)存放，會占用很多內存，所以就把一個大表拆成很多小表

拆分后的訪問順序如圖所示

• 根據(jù)一級頁號查找到物理頁號，這個物理頁號里面裝的是二級頁表的地址，找到此地址后，在根據(jù)二級頁號 找到物理地址，此物理地址在加上頁內偏移量則為最終的物理地址

換頁與缺頁異常

換頁

“虛擬內存中的換頁：當物理內存容量不夠的時候，操作系統(tǒng)應當把若干物理頁的內容寫到磁盤這種大容量的地方，然后回收物理頁并繼續(xù)使用

舉例：有個應用程序A，A的虛擬頁K對應物理頁V，這個時候，操作系統(tǒng)想回收物理頁V，要怎么做呢?

• 操作系統(tǒng)把V寫到磁盤上
• 并且在A的頁表中除去虛擬頁K和物理頁V的映射，同時記錄物理頁V被換到磁盤上的對應的位置

以上這兩部被稱為物理頁V的換出

缺頁異常

缺頁異常是換頁機制能夠工作的前提，當應用程序訪問已經分配但是未映射至物理內存的虛擬頁時，就會觸發(fā)缺頁異常

• 如何解決：通過換入
  • cpu會運行操作系統(tǒng)預先設置的缺頁異常處理函數(shù)，該函數(shù)會找到一個空閑的物理頁，
  • 將以前寫入到磁盤上的內容重新加載到該空閑的物理頁
  • 然后將虛擬地址和此物理地址映射起來

處理完這一切后，cpu回到發(fā)生缺頁異常的地方繼續(xù)運行

段頁式內存管理

分段管理

• 優(yōu)點： 很方便的按照邏輯模塊實現(xiàn)信息的共享和保護
• 缺點： 容易產生外部碎片

分頁管理

• 優(yōu)點 內存空間利用率高，不會產生外部碎片，只會有少量頁內碎片
• 缺點： 不方便按照邏輯模塊實現(xiàn)信息的共享和保護

段頁式內存管理

• 將地址空間按照程序自身的邏輯關系分為若干層，將各段分為大小相等的頁面
• 將物理內存與虛擬內存劃分為大小相等的一個個的內存塊，系統(tǒng)以塊為單位為進程分配內存
• 邏輯地址/虛擬地址(段號，頁號，頁內偏移量)

虛擬地址翻譯為物理地址的步驟變?yōu)?/p>

• 根據(jù)邏輯地址取出其中的段號，判斷這個段號是否正常
• 如果正常，則找到該段號對應的頁表初始地址
• 根據(jù)頁號是否正常，若正常則根據(jù)頁號找到物理初始地址，在加上頁內偏移量則找到真正的物理地址

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