第五章、 虚拟内存
真题考点
考点一：虚拟内存作为缓存的工具
（1）在任意时刻，虚拟页面的集合都分为三个不相交的子集：
——未分配的：VM 系统还未分配(或者创建）的页。未分配的关联，因此也就不占用任何磁盘空间。缓存的：当前已缓存在物理内存中的已分配页。
——未缓存的：未缓存在物理内存中的已分配页。
（2）页表
页表（page table)是一个存放在物理内存中的数据结构，页表将虚拟页映射到物理页。每次地址翻译硬件将一个虚拟地址转换为物理地址时，都会读取页表。
考点二：地址翻译
（1）虚拟地址和物理地址的组成
（2）页命中和缺页
页面命中完全是由硬件来处理的，与之不同的是，处理缺页要求硬件和操作系统内核协作完成，当页面不命中时，CPU 硬件执行的步骤：
- 处理器生成一个虚拟地址，并把它传送给 MMU
- MMU 生成 PTE 地址，并从高速缓存/主存请求得到它。
- 高速缓存/主存向 MMU 返回 PTE
- PTE 中的有效位是零，所以 MMU 触发了一次异常，传递 CPU 中的控制到操作系统内核中的缺页异常处理程序。
- 缺页处理程序确定出物理内存中的牺牲页，如果这个页面已经被修改了，则把它换出到磁盘。
- 缺页处理程序页面调入新的页面，并更新内存中的 PTE
- 缺页处理程序返回到原来的进程，再次执行导致缺页的指令。CPU 将引起缺页的虚拟地址重新发送给 MMU
（3）TLB（加速地址翻译）
在 MMU 中包括了一个关于 PTE 的小的缓存，称为翻译后备缓冲器（TLB）
（4）Intel Core i7/Linux 内存系统的相关考点
- Ll、L2 和 L3 高速缓存是物理寻址的，块大小为 64 字节。L1 和 L2 是 8 路组相联的，而 L3 是 16 路组相联的。
- 页大小可以在启动时被配置为 4KB 或 4MB，Linux 使用的是 4KB 的页，并使用四级页表。
- Linux 虚拟内存空间：Linux 为每个进程维护了一个单独的虚拟地址空间。内核虚拟内存包含内核中的代码和数据结构。内核虚拟内存的某些区域被映射到所有进程共享的物理页面。例如，每个进程共享内核的代码和全局数据结构。
考点三：内存映射
（1）内存映射
Linux 通过将一个虚拟内存区域与一个磁盘上的对象（object)关联起来，以初始化这个虚拟内存区域的内容，这个过程称为内存映射。虚拟内存区域可以映射到两种类型的对象中的一种：
- Linux 文件系统中的普通文件
- 匿名文件：映射到匿名文件的区域中的页面有时也叫做请求二进制零的页
无论在哪种情况中 旦一个虚拟页面被初始化了，它就在一个由内核维护的专门的交换文件之间换来换去。交换文件也叫做交换空间，在任何时刻，交换空间都限制着当前运行着的进程能够分配的虚拟页面的总数。
（2）结合内存映射再看 fork()、execve()
———fork()
当 fork 函数被当前进程调用时，内核为新进程创建各种数据结构，并分配给它一个唯一的PID。为了给这个新进程创建虚拟内存，它创建了当前进程的 mm_struct、区域结构和页表的原样副本。它将两个进程中的每个页面都标记为只读，并将两个进程中的每个区域结构都标记为私有的写时复制。
——execve()
假设运行在当前进程中的程序执行了如下的 execve 调用：
execve('a.out", NULL, NULL);execve 函数在当前进程中加载并运行包含在可执行目标文件 a.out 中的程序，用 a.out 程序有效地替代了当前程序。加载并运行 a.out 需要以下几个步骤:
1）删除已存在的用户区域。删除当前进程虚拟地址的用户部分中的已存在的区域结构。
2）映射私有区域。为新程序的代码、数据、bss 和栈区域创建新的区域结构。所有这些新的区域都是私有的、写时复制的。代码和数据区域被映射为 a.out 文件中的.text 和.data 区。 bss 区域是请求二进制零的，映射到匿名文件，其大小包含在 a.out 中。栈和堆区域也是请求二进制零的，初始长度为零。
3）映射共享区域。
4）设置程序计数器（PC)。
考点四：动态内存分配
（1）分配器
动态内存分配器维护着一个进程的虚拟内存区域，称为堆。分配器将堆视为一组不同大小的块（block)的集合来维护。每个块就是一个连续的虚拟内存片（chunk),要么是已分配的，要么是空闲的。分配器有两种基本风格。
——显式分配器：要求应用显式地释放任何已分配的块。
——隐式分配器：要求分配器检测一个已分配块何时不再被程序所使用，那么就释放这个块。隐式分配器也叫做垃圾收集器
（2）碎片
造成堆利用率很低的主要原因是一种称为碎片的现象，当虽然有未使用的内存但不能用来满足分配请求时，就发生这种现象：
——内部碎片：是在一个已分配块比有效载荷大时发生的。在任意时刻，内部碎片的数量只取决于以前请求的模式和分配器的实现方式。产生的原因有：1）维护数据结构产生的开销；2）增加块大小以满足对齐的约束条件；3）显式的策略决定(比如, 返回一个大块以满足一个小的请求)
——外部碎片：当空闲内存合计起来足够满足一个分配请求，但是没有一个单独的空闲块足够大可以来处理这个请求时发生的。
（3）空闲块的组织
——隐式空闲链表：通过头部中的大小字段—隐含地连接所有块显式空闲链表：在空闲块中使用指针
——分离的空闲列表：按照大小分类，构成不同大小的空闲链表
——按块按大小排序—平衡树：在每个空闲块中使用一个带指针的平衡树，并使用长度作为权值
①隐式空闲链表：
（a）概念
在这种情况中，一个块是由一个字的头部、有效载荷，以及可能的一些额外的填充组成的。头部编码了这个块的大小(包括头部和所有的填充），以及这个块是已分配的还是空闲的。头部后面就是应用调用 malloc 时请求的有效载荷。有效载荷后面是一片不使用的填充块，其大小可以是任意的。需要填充有很多原因。比如，填充可能是分配器策略的一部分，用来对付外部碎片。或者也需要用它来满足对齐要求。
（b）放置已分配的块——放置策略
一些常见的策略是首次适配、下一次适配和最佳适配。
| 放置策略 | 描述 | 比较 |
| 首次适配 | 从头开始搜索空闲链表，选择第一个合适的空闲块 | 速度（吞吐率）：下一次适配 > 首次适配 > 最佳适配 内存利用率：最佳适配 >首次适 配 >下一次适配 |
| 下一次适配 | 是从链表的起始处开始每次搜索 | |
| 最佳适配 | 配检査每个空闲块，选择适合所需请求大小的最小 空闲块 |
②显式的空闲链表
一种更好的方法是将空闲块组织为某种形式的显式数据结构。例如，堆可以组织成一个双向空闲链表，在每个空闲块中，都包含一个 pred(前驱） 和 siicc(后继）指针。
③分离的空闲链表
维护多个空闲链表，其中每个链表中的块有大致相等的大小。
（a）简单分离存储
使用简单分离存储，每个大小类的空闲链表包含大小相等的块，每个块的大小就是这个大小类中最大元素的大小。
（b）分离适配
分配器维护着一个空闲链表的数组。每个空闲链表是和一个大小类相关联的，并且被组织成某种类型的显式或隐式链表
（c）伙伴系统
伙伴系统(buddy system)是分离适配的一种特例，其中每个大小类都是 2 的幂。
考点五：垃圾收集
垃圾收集器将内存视为一张有向可达图（reachability graph)，该图的节点被分成一组根节点（root node)和一组堆节点（heap node)，每个堆节点对应于堆中的一个已分配块。根节点对应于这样一种不在堆中的位置，它们中包含指向堆中的指针。这些位置可以是寄存器、栈里的变量，或者是虚拟内存中读写数据区域内的全局变量。
