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6.2 地址空间与分页

地址空间和分页是现代操作系统内存管理的核心机制，它们让每个进程都拥有独立的、连续的、巨大的虚拟地址空间，同时高效地利用物理内存。理解虚拟内存和分页机制，是理解整个内存管理的基础。

物理地址 vs 虚拟地址

物理地址

物理地址是内存硬件的实际地址，是地址总线上传输的真实地址，对应内存芯片上的存储单元。

  • 32位系统最大支持4GB物理地址空间（2^32 = 4GB）
  • 64位系统理论上最大支持2^64地址空间，实际中通常只使用48位，支持256TB地址空间

早期的内存管理：直接使用物理地址

早期的计算机和简单的嵌入式系统中，程序直接使用物理地址：

  • 程序加载时要分配连续的物理内存空间
  • 所有程序都直接访问真实的物理内存
  • 存在的问题：
    1. 内存空间不足：多个程序运行时，总内存需求超过物理内存大小就无法运行
    2. 安全问题：程序可以访问任意物理地址，恶意程序可以修改其他进程甚至操作系统的内存
    3. 效率低下：内存容易产生碎片，利用率低
    4. 重定位问题：程序每次加载的地址可能不同，需要重定位，开发复杂

为了解决这些问题，现代操作系统引入了虚拟内存机制。

虚拟内存的设计思想

虚拟内存的核心思想是：

每个进程拥有独立的、连续的、私有的虚拟地址空间，操作系统负责将虚拟地址转换为实际的物理地址，进程不需要关心物理内存的实际分配情况。

虚拟内存的优势

  1. 地址空间隔离：每个进程的地址空间是独立的，互相不影响，一个进程崩溃不会影响其他进程，提升了系统的稳定性和安全性
  2. 简化编程：程序员不需要关心物理内存的分配，程序链接时可以使用固定的地址，不需要重定位
  3. 内存利用率高：物理内存不需要连续分配，可以离散分配，减少碎片，允许多个进程共享物理内存页
  4. 扩大地址空间：可以使用比物理内存更大的地址空间，不常用的内存页可以换出到磁盘上，需要的时候再换入，相当于扩大了内存容量

分页机制

分页是实现虚拟内存最常用的方式，现在几乎所有的现代操作系统都使用分页机制。

分页的基本原理

  1. 把虚拟地址空间和物理地址空间都划分为固定大小的页（Page），页的大小通常是4KB，也支持2MB、1GB的大页（Huge Page）
  2. 虚拟地址空间的页称为虚拟页（Virtual Page, VP）
  3. 物理地址空间的页称为物理页（Physical Page, PP），也叫页帧（Page Frame）
  4. 操作系统维护一个页表（Page Table），记录虚拟页和物理页的映射关系
  5. 内存管理单元（MMU）硬件负责将虚拟地址转换为物理地址

地址转换过程

一个虚拟地址分为两部分：虚拟页号（VPN）和页内偏移（Offset）

  • 虚拟地址 = 虚拟页号 + 页内偏移
  • 物理地址 = 物理页号 + 页内偏移
  • 页内偏移的位数由页大小决定，4KB页的页内偏移是12位（2^12=4096）

地址转换步骤：

  1. 根据虚拟地址提取虚拟页号
  2. 在页表中查找虚拟页号对应的物理页号
  3. 如果该页不在物理内存中，触发缺页异常，操作系统负责将该页从磁盘加载到物理内存，更新页表
  4. 将物理页号和页内偏移拼接成物理地址
  5. 访问物理地址对应的内存

页表

页表是存储虚拟页到物理页映射关系的表，每个进程有自己独立的页表：

  • 每个页表项（PTE）除了存储物理页号外，还包含一些标志位：
    • 有效位：表示该页是否在物理内存中
    • 读写权限：控制该页是否可读、可写、可执行
    • 用户位：控制该页是否可以被用户态访问
    • 脏位：表示该页是否被修改过
    • 访问位：表示该页最近是否被访问过，用于页面置换算法

多级页表

如果只有一级页表，32位系统4KB页的话，页表需要包含2^20 = 100万 个页表项，每个页表项4字节的话需要4MB，每个进程都需要4MB的页表空间，64位系统需要的空间更是大得无法接受。

为了减少页表的内存占用，现代操作系统使用多级页表：

  • 把虚拟地址分为多段，每段对应一级页表的索引
  • 32位系统通常用两级页表：页目录（一级） + 页表（二级）
  • 64位系统通常用四级或五级页表
  • 只有用到的虚拟地址区域才会分配页表项，大大节省了页表占用的内存空间

TLB（Translation Lookaside Buffer，快表）

每次地址转换都需要访问页表，而页表存在内存中，这样每次内存访问实际上需要两次内存访问（一次查页表，一次访问数据），性能会下降一半。

为了加速地址转换，CPU中集成了TLB快表，用来缓存最近使用的虚拟页号到物理页号的映射：

  • TLB是一个高速的相联存储器，速度和CPU缓存差不多
  • 地址转换时首先查找TLB，如果命中（TLB Hit），直接得到物理页号，不需要访问内存中的页表
  • 如果TLB不命中（TLB Miss），才需要访问内存中的页表，并把映射关系缓存到TLB中
  • TLB的容量通常很小，只有几十到几百个表项，但因为程序的局部性，TLB命中率通常在99%以上，大大提升了地址转换的性能

TLB优化技巧：

  • 使用大页（Huge Page）可以减少TLB miss，因为一个大页覆盖更大的地址空间，同样的TLB容量可以覆盖更多的内存，适合内存密集型应用（如数据库、虚拟机）
  • 尽量让内存访问具有空间局部性，提升TLB命中率

缺页异常与页面置换

当CPU访问的虚拟页不在物理内存中时，会触发缺页异常（Page Fault），操作系统的缺页异常处理程序会处理这个异常：

  1. 检查虚拟地址是否合法，如果不合法，发送SIGSEGV信号，段错误（Segmentation Fault）
  2. 如果合法，查找空闲的物理页，如果没有空闲页，调用页面置换算法选择一个要淘汰的页
  3. 如果要淘汰的页被修改过（脏页），先把它写回磁盘
  4. 从磁盘（交换分区或者文件）读取需要的页到物理内存
  5. 更新页表项，标记为有效
  6. 重新执行触发异常的指令

交换分区（Swap）

操作系统会在磁盘上划分一块区域作为交换分区，用来存储不常用的内存页。当物理内存不足时，操作系统会把不常用的页换出到交换分区，需要的时候再换入，这样可以运行比物理内存更大的程序。

  • 交换分区的速度比内存慢很多，所以当系统大量使用交换分区时，性能会急剧下降
  • 现在内存价格很低，服务器通常配置足够的内存，减少交换分区的使用
  • 桌面系统建议配置和内存差不多大的交换分区，支持休眠等功能

页面置换算法

当物理内存不足时，需要选择一个内存页淘汰，把它换出到磁盘，页面置换算法的目标是尽可能减少页面置换的次数（降低缺页率）。

常见的页面置换算法：

  1. 最佳置换算法（OPT）：选择未来最长时间不会被访问的页淘汰，性能最好，但无法实现，只能作为理论参考
  2. 先进先出算法（FIFO）：选择最早进入内存的页淘汰，实现简单，但性能差，可能出现Belady异常（增加物理内存缺页率反而升高）
  3. 最近最少使用算法（LRU，Least Recently Used）：选择最近最久没有被访问的页淘汰，性能接近OPT，是最常用的算法
    • 实现LRU需要记录每个页的访问时间，硬件支持的话可以通过页表的访问位实现
    • 实际系统中通常使用近似LRU算法，比如时钟算法（Clock Algorithm），性能接近LRU但实现简单
  4. 最不常用算法（LFU，Least Frequently Used）：选择访问次数最少的页淘汰，适合访问模式比较固定的场景

颠簸（Thrashing）

当系统的物理内存严重不足时，会频繁地进行页面换入换出，大部分时间都在处理缺页异常，CPU利用率很低，这种现象称为颠簸。

  • 原因：进程太多，每个进程分到的物理页太少，频繁发生缺页
  • 解决方法：增加物理内存，或者减少同时运行的进程数量

思考问题

  1. 虚拟内存有什么好处？如果没有虚拟内存会怎么样？
  2. 分页机制中，为什么页大小通常是4KB？如果页太大或太小会有什么问题？
  3. TLB的作用是什么？为什么TLB能大大提升地址转换的性能？
  4. 什么是缺页异常？发生缺页异常时操作系统会做哪些处理？