文章目录

1、虚拟内存是什么，为什么要有虚拟内存
2、内存分段
3、内存分页
- 3.1 TLB
- 3.2 TTW
- 3.3 多级页表
4、linux中的分页机制：
- 4.1 线性映射与非线性映射
- - x86内核空间划分：
  - arm内核空间划分：
- 4.2 buddy算法
5、内存保护：
6、总结

1、虚拟内存是什么，为什么要有虚拟内存

如果进程直接访问物理内存，那么不同进程是能够直接访问其它进程的内存空间的，这种行为不安全。
为保证不同进程之间内存空间不可见，实现进程内存隔离，需要有一种机制，能够将不同进程的内存物理空间实现隔离。

这个机制就是 虚拟内存，为不同的进程分配各自的虚拟地址，这些虚拟地址落在不同的物理地址，实现了不同进程使用的地址隔离。而虚拟地址怎么映射到不同的物理地址，上层程序不需要关心。对进程来讲，他感觉自己能够访问到完整的整个内存空间。

虚拟地址与不同的物理地址映射的机制，由操作系统提供。程序访问虚拟地址的时候，由操作系统将虚拟地址转换不同的物理地址。

处理器中的内存管理单元（MMU）负责管理这种映射关系。提供虚拟地址和物理地址的映射、内存访问权限保护和cache缓存控制等硬件支持。

主要有两种方式，分别是内存分段和内存分页，分段是比较早提出的，我们先来看看内存分段。

2、内存分段

最初是为了解决8086 16位处理器寻址20内存空间的问题。8086上涉及4个寄存器，

CS（Code Segment）：代码段寄存器；
DS（Data Segment）：数据段寄存器；
SS（Stack Segment）：堆栈段寄存器；
ES（Extra Segment）：附加段寄存器。

每个程序在执行前，都要决定程序的代码段、数据段、堆栈段需要用到内存的哪些位置，并设定CS DS SS寄存器来指定这些位置。
将程序所需要的内存空间大小的虚拟空间，通过映射机制映射到某个物理地址空间(映射的操作由硬件完成)。

分段系统的逻辑地址结构由段号(段名)和段内地址(段内偏移量)所组成。

缺点：
1、分段内存映射单位是整个程序，占用内存空间大；如果内存空间不够，还要将整个程序所需要的空间换入换出到磁盘空间，这个动作造成大量磁盘访问，严重降低程序运行速度；事实上，大多程序运行时所需数据只是很小一部分，不需要整体的写入和写出。
2、内存碎片，同样会导致内存swap。

3、内存分页

内存分页能够解决分段的缺点。

分页模式下，程序不是一次性全部加载到物理内存中，暂时没用到的数据和代码保存在磁盘中，程序运行需要用到这些数据时，再从磁盘中加载到内存中。这样不会产生大量的磁盘写入写出操作。

内存分页就是将物理地址分成一页一页固定尺寸的大小。在linux下，每页的大小是4KB。
虚拟地址到物理地址的映射关系，由页表来完成。页表存储在内存中，MMU通过查询页表，负责将虚拟地址转换为物理地址。
分页机制下，虚拟地址分为两部分，页号和页内偏移(简单来讲，实际还有很多标志位)。页号作为页表的索引，通过页号查询到页表中存储的页的物理内存起始地址，页的物理地址加上页内偏移，就组成了实际物理地址。

3.1 TLB

上述内存分页的转换表保存在内存中。
为加快地址转换速度，减少地址转换的时钟周期，CPU会维护一个转换旁路缓存（Translation Lookaside Buffer）TLB。
TLB是MMU的核心部件，缓存了少量的虚拟地址与物理地址的转换关系，是一个保存转换表的cache。也被称为快表。
TLB添加一项ASID(Address Space ID)的匹配。ASID就类似进程ID一样，用来区分不同进程的TLB表项。进程ID和每个进程的ASID一般是不相等的，每创建一个新进程，就为之分配一个新的ASID。当ASID分配完后，flush所有TLB，重新分配ASID。
内核空间是所有进程共享，进程A切换进程B的时候，如果进程B访问的地址位于内核空间，完全可以使用进程A缓存的TLB。但是现在由于ASID不一样，导致TLB miss。我们针对内核空间这种全局共享的映射关系称之为global映射。

3.2 TTW

转换表漫游（Translation Table walk）TTW。当在TLB中没有查询到对应的地址转换关系条目时，需要通过查询内存中转换表来获取映射关系。这个动作叫做转换表漫游。

3.3 多级页表

每个进程都要单独维护一个页表，多级页表是为了解决什么问题的呢？
先举个例子，假设虚拟地址空间大小为4G，在linux下，每页的大小是4k，那么页表项就是2^20个，如果每个页表占用4B，那么整个页表占用4M内存。那么问题来了
1、每个进程都要维护一个页表，也就是每个进程都要占用4M内存大小，整个开销是很大的。那么多级页表能解决这个问题吗，是的！
如上所说，使用一级页表，每个进程占用4M内存大小。假设使用2级页表，将2^20个一次页表分成1024组，每组包含1024个页表，如此形成二级分页。
也就是32位地址，10位表示二级页号，10位表示1级页号，12位表示页内偏移。寻址时先寻址二级页，在二级页表查找到一级页并索引到实际物理地址。
这时候会发现，采用二级页表，内存需要维护4k二级页表+4M一级页表，内存占用不是更大了么？不是的！
计算机的局部性原理，每个进程都分配了4G的虚拟地址空间，但是大部分进程使用的空间都远未达到4G。因此大部分二级页表下的一级页表项是空的，不需要占用空间。
所以说多级页表可以节省内存。
2、使用一级页表的话，每个进程的页表项需要在内存中连续存储，这个对内存管理是增加很大开销的。尤其是内存碎片多、内存空间不足等情况下。下面看看多级页表为什么能解决这个问题：
多级页表实际上是对每个一级页表项增加了索引，可以通过上层页表索引到下层页表。因此只需要顶层页表在物理内存中连续、低层不同页表不需要连续只有页表中的项连续就OK了，最底层页表项不需要在物理空间上连续。

4、linux中的分页机制：

linux采用四级分页机制，即

页全局目录（Page Global Directory）
页上级目录（Page Upper Directory）
页中间目录（Page Middle Directory）
页表（Page Table）

对于不同的物理架构，这个分页机制也是兼容的。例如对于i386而言，仅采用二级页表，即页上层目录和页中层目录长度为0。

linux主要使用分页机制管理内存，而使用了较少的分段机制。

给每一个进程分配一块不同的物理地址空间，这确保了可以有效地防止寻址错误。
允许将某页内存存在磁盘上。

在硬件上会有一个叫做页表基地址寄存器，它存储PGD页表的首地址。MMU就是根据页表基地址寄存器从PGD页表一路查到PTE，最终找到物理地址(PTE页表中存储物理地址)。
CR3含有存放页目录表页面的物理地址，因此CR3也被称为PDBR。CR3寄存器的改变与操作系统的关联主要是由于进程切换，每当进程切换时，CR3的内容需要被操作系统修改。

4.1 线性映射与非线性映射

linux在内核空间执行内存管理，实际上给内核分配的虚拟地址空间是1G，如果实际物理空间小于1G，可直接将物理空间线性映射到内核空间，提高访问速度。
但是如果物理空间大于1G，内核无法在1G虚拟内存空间直接线性映射高于1G的物理地址空间，这就需要非线性映射，通常不映射，只有使用时候才映射，kmap等。
线性空间最大只能896M.

x86内核空间划分：

保留区
专用页面映射区
高端内存映射区
vmalloc虚拟内存分配区
物理内存映射区（内部最底层划分DMA区）

实际上，物理内存的0~896M线性映射到内核空间的物理内存映射区；
物理内存大于896M的空间，由内核空间的高端内存映射区管理。

arm内核空间划分：

向量表
vmalloc
DMA+常规区域内存映射
高端内存映射区
内核模块

4.2 buddy算法

DMA、常规内存、高端内存这三个区域都用buddy算法管理，将空闲页面以2的n次方为单位进行管理，因此，linux最底层内存申请都是以2^{n为单位的。buddy算法最主要优点是避免了外部碎片，任何时候，区域中的空闲内存都能以2}n进行拆分或合并。
/proc/buddyinfo会显示每个区域中2^n的空闲页面的分布情况：

Node 0, zone      DMA      3      3      1      1      1      0      1      0      0      0      0
Node 0, zone    DMA32      5      6      6      8      7      6      4      6      8      9    325
Node 0, zone   Normal   4795   4161   2183    639    301     84     25      9     13      4   2711

5、内存保护：

1、虚拟内存就是一种内存保护机制：实现不同进程访问的物理内存隔离。
2、同一任务内，定义四种不同的特权级别，用于限制对内存的访问权限。特权级分为4级，特权级0、1、2、3。
CS代码段寄存器，一般用于存放代码，它就含有一个特殊的两位字段，用以标识CPU当前的特权级别(CurrentPrivilegeLevel,CPL)，值为0代表最高优先级，值为3代表最低优先级。在linux和windows均只使用特权级0和特权级3。分别称为内核态和用户态。

例如：
1、页目录项中的字段 User/Supervisor标志，表示了访问页或页表所需要的的特权级。若这个标志为0，只有当CPL小于3(这意味着对于Linux而言，处理器处于内核态)时才能对页寻址；若该标志为1，则总能对页寻址。
2、与段的3种存取权限(读，写，执行)不同的是，页的存取权限只有两种(读，写)。如果页目录项或页表项的Read/Write标志等于0，说明相应的页表或页是只读的，否则是可读写的。

6、总结

文章讲述了计算机内存管理之虚拟内存，在此再次总结：

为了保证进程之间的内存地址相互隔离，于是操作系统就为每个进程独立分配一套虚拟地址空间，每个程序只关心自己的虚拟地址就可以，实际上大家的虚拟地址都是一样的，但分布到物理地址内存是不一样的。作为程序，也不用关心物理地址的事情。

每个进程都有自己的虚拟空间，而物理内存只有一个，所以当启用了大量的进程，物理内存必然会很紧张，于是操作系统会通过内存交换技术，把不常使用的内存暂时存放到硬盘（换出），在需要的时候再装载回物理内存（换入）。

那既然有了虚拟地址空间，那必然要把虚拟地址「映射」到物理地址，这个事情通常由操作系统来维护。

那么对于虚拟地址与物理地址的映射关系，可以有分段和分页的方式，同时两者结合都是可以的。

内存分段是根据程序的逻辑角度，分成了栈段、堆段、数据段、代码段等，这样可以分离出不同属性的段，同时是一块连续的空间。但是每个段的大小都不是统一的，这就会导致内存碎片和内存交换效率低的问题。

于是，就出现了内存分页，把虚拟空间和物理空间分成大小固定的页，如在 Linux 系统中，每一页的大小为 4KB。由于分了页后，就不会产生细小的内存碎片。同时在内存交换的时候，写入硬盘也就一个页或几个页，这就大大提高了内存交换的效率。

再来，为了解决简单分页产生的页表过大的问题，就有了多级页表，它解决了空间上的问题，但这就会导致 CPU 在寻址的过程中，需要有很多层表参与，加大了时间上的开销。于是根据程序的局部性原理，在 CPU 芯片中加入了TLB，负责缓存最近常被访问的页表项，大大提高了地址的转换速度。

Linux 系统主要采用了分页管理，但是由于 Intel 处理器的发展史，Linux 系统无法避免分段管理。于是 Linux 就把所有段的基地址设为 0，也就意味着所有程序的地址空间都是线性地址空间（虚拟地址），相当于屏蔽了 CPU 逻辑地址的概念，所以段只被用于访问控制和内存保护。

内存完整性：由于虚拟内存到物理内存的映射，每个进程都认为自己占用了4G完整内存，并认为内存是连续的，每个进程都认为自己获取的内存是一块连续的地址，故各进程不需要关心内存问题。

安全性：通过虚拟内存的映射，实现各进程间访问的物理内存的隔离；另外，在虚拟内存映射到物理内存的查表过程中，页表中还记录了内存的访问权限，实现了内存的访问权限控制。

内存swap：linux 系统引入swap分区，在可用物理内存不足时，将暂时不用的内存数据拷贝到存储介质（磁盘）上，让出内存让出给优先进程使用，进程使用完，再将原数据从磁盘加载到内存中。通过这种swap技术，linux系统可以让进程有“无限”内存可以用。

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