如何使用物理內(nèi)存?

有且僅有這一種辦法：將一個程序加載到內(nèi)存学少，PC指向程序首地址剪个， 在CPU取指執(zhí)行的過程中，內(nèi)存已經(jīng)被使用了版确。 程序是存儲在磁盤上的（先忽略加載的過程）扣囊， 那么程序該加載到內(nèi)存的哪個位置呢？

(40) _main: mov ax,[100]
             ...
(0)         call 40

如果40和0都是真實的物理地址绒疗，為了讓『call 40』好使侵歇，main必須放到物理內(nèi)存中40位置，局限性相當大吓蘑，要是其他程序也想放到40位置呢惕虑，那么先得需要找到空閑內(nèi)存。

如果恰好1000位置空閑磨镶，那么把程序加載到1000位置溃蔫，并1000賦給IP，CPU開始取值執(zhí)行琳猫， 『call 40』又跳到了物理內(nèi)存40位置伟叛，還是不好使。 僅僅修改PC初始地址是不夠的沸移， 還需要另外一個概念：重定位（修改程序中的地址）

linux何時重定位?

編譯連接時/加載時痪伦？

編譯時：編譯期就得確認內(nèi)存的位置，對于一些特殊的嵌入式軟件雹锣，可能是合理的网沾。

加載時：一旦載入內(nèi)存就不能動了，必須常駐內(nèi)存蕊爵！

swap

高級操作系統(tǒng)都應(yīng)有swap的概念辉哥，在物理內(nèi)存不夠時，將一部分睡眠狀態(tài)的進程換出
到磁盤，等到該進程重新?lián)Q入到內(nèi)存時醋旦，其實又需要重定位恒水！因為這個時候物理內(nèi)存的
布局很有可能發(fā)生了變化，這就引出了一個概念：運行時重定位饲齐。

運行時重定位

每執(zhí)行一條指令前都需要地址翻譯：從邏輯地址算出物理地址钉凌。那么采用基地址(base)+偏移量(offset)去定義邏輯地址，
base就放到PCB中好了捂人，基地址的話x86有對應(yīng)的基地址寄存器（EB）御雕，地址翻譯則有相應(yīng)的硬件MMU，那么每個進程都可
以擁有自己的內(nèi)存了滥搭。

那么整理一下思路酸纲，程序載入是整個一起載入內(nèi)存的嗎？

分段

不瑟匆，我們希望有多個分段：代碼/變量/函數(shù)庫/動態(tài)數(shù)組/棧闽坡，這樣可以獨立考慮每個段，不會
寫變量的時候不小心把代碼給改了愁溜，而且每個段擴容也變得很方便疾嗅。

如何管理不同段的段號/基地址/權(quán)限呢？那么就有了LDT表冕象，放到每個進程的PCB中宪迟，對應(yīng)的寄存器為LDTR。

比如一條指令：jmp 40交惯，那么當前的CS寄存器為40，假如當前代碼段的段號為0穿仪，
那么查詢段表找到基址加上偏移40席爽，那么就找到了程序跳轉(zhuǎn)的物理地址。

僅僅分段還是會有問題啊片。如果現(xiàn)在有多個段需要分配物理內(nèi)存只锻，那么物理內(nèi)存該怎么分呢？
很容易就能想到需要『空閑段表』和『已分配段表』去維護物理內(nèi)存紫谷。如果發(fā)起分配請求
req=100k，發(fā)現(xiàn)總空閑內(nèi)存>100k祖驱，但是沒有連續(xù)的空閑內(nèi)存>100k，如何分配捺僻？這個問題
就是內(nèi)存碎片，解決這個問題可以將空閑內(nèi)存合并（內(nèi)存縮緊），內(nèi)存縮緊需要進行段的復(fù)制匕坯，
耗費大量的時間束昵！

分頁

• 從連續(xù)到離散

那么可以把物理內(nèi)存分為多個頁，分配內(nèi)存時直接分配任意幾個空閑頁框葛峻，然后使用頁表來維護
內(nèi)存锹雏，頁表可以有頁號/頁框號/特權(quán)級。比如現(xiàn)在需要分配n個大小的內(nèi)存（k個連續(xù)的頁面）术奖，
并映射到具體的物理內(nèi)存頁框礁遵。由于頁表的工作方式，現(xiàn)在也不需要那么大的連續(xù)內(nèi)存了腰耙！頁框
可以隨機分配到物理內(nèi)存榛丢。

例如『mov [0x2240],%eax』
當前每頁大小為4k，算頁號需要右移12位挺庞，得到頁號為0x2偏移為0x240晰赞，很快就能找到所在
物理內(nèi)存的位置。上述計算過程选侨，為專門的硬件（MMU）完成的掖鱼。進程切換CR3寄存器跟著切換，
頁表就產(chǎn)生了援制，MMU基于頁表來進行計算戏挡。那么頁查找的全過程就完成了。

• 多級頁表和TLB寄存器

頁表該如何設(shè)計晨仑？

1.所有的頁都有頁表：

  假如當前是32位系統(tǒng)褐墅，可以有4G的尋址空間，頁面大小通常為4k洪己，32位地址會有2^20個頁面妥凳，
如果那么多個頁表項都放在內(nèi)存中逝钥，需要4M內(nèi)存拱镐，如果系統(tǒng)并發(fā)10個進程那么就需要40M內(nèi)存沃琅，
實際上大多數(shù)的邏輯地址根本不會用到岳枷。//根據(jù)程序的『局部性』空繁。

2.用到的頁才有頁表項：

  但是這樣頁號不連續(xù)盛泡，需要用二分查找凯砍，時間復(fù)雜度O(log2n)悟衩。

既要連續(xù)又要降低空間復(fù)雜度座泳，那么就有了多級頁表挑势。

那么就抽出一個頁目錄表作為頁表的索引潮饱，一來頁目錄表保存了所有的頁目錄，可以連續(xù);
二來被使用到的頁目錄才會有對應(yīng)的頁表缕溉，降低了空間占用。

多級頁表引入了新的問題

每次尋址都需要查詢多級頁表勤晚，增加了訪存次數(shù)赐写，哪怕碰巧頁表項在l1緩存中，性能會下降一到兩個
周期端铛。最差的情況下禾蚕，每次都會去內(nèi)存中多取一次數(shù)據(jù)哗总，性能會下降幾十到幾百個周期讯屈。

為了降低這一開銷涮母，那么就有了TLB哈蝇。TLB是一組相聯(lián)快遞存儲炮赦，是一個寄存器，也被稱作快表峡眶。
TLB存儲了最近使用的頁號與其對應(yīng)頁框號峭拘，處理流程如下：

  1.CPU產(chǎn)生一個虛擬地址
  
  2.MMU查詢TLB鸡挠，取出對應(yīng)的頁表項（命中）
    
  3.MMU將這個虛擬地址翻譯成物理地址拣展，傳給內(nèi)存總線
  
  4.內(nèi)存總線將物理地址對應(yīng)的的數(shù)據(jù)返回給對應(yīng)的處理器

如果不命中姓惑，MMU將會查詢高速緩存/內(nèi)存中的頁表于毙，并將新取出的頁表項放到TLB中望众，下圖為TLB命中的情況:

有了TLB后效率呢？基于上述流程可以算一個數(shù)學期望：
  有效訪問時間 = HitR*(TLB+MA)+(1-HitR)*(TLB+2MA)甘耿，其中HitR為TLB命中率竿滨，
TLB和MA分別為訪問耗時毁葱。 
    
按命中率98%計算倾剿，有效訪問時間=98%*(20ns+100ns)+2%*(20ns+200ns)=122ns前痘，近乎訪存一次的開銷芹缔，
上述結(jié)果非常依賴TLB的命中率最欠，該命中率得益于『程序』的『局部性』窒所。截取CS:APP書上的一段話：

  ｜盡管在整個運行過程中程序引用的不同頁面的總數(shù)可能會超過物理內(nèi)存的總大小，但是『局部性』保證了在
任意時刻锯厢，程序?qū)②呌谠谝粋€較小的active page集合上工作捺氢。在初始開銷剪撬，也就是將工作集頁面調(diào)度到內(nèi)存
中以后，接下來對這個active page的引用將會命中馍佑，而不會產(chǎn)生額外的磁盤流量。｜

由此可以得出TLB的命中率非常高疫诽。

段頁結(jié)合 => 虛擬內(nèi)存

結(jié)合分段和分頁雏亚，總結(jié)出：

  1.應(yīng)用程序希望能分段(獨立考慮每個段);
  2.物理內(nèi)存希望能分頁(提高分配效率)罢低。

那么能不能來個東西把他們都組合起來奕短，那么就有了『虛擬內(nèi)存』，對于用戶來虛擬內(nèi)存是透明日杈，而用戶
程序可以以段的方式去訪問虛擬內(nèi)存莉擒。

那么訪問內(nèi)存的方式就變成了『段號+偏移』，用CPU取指執(zhí)行這一訪存動作舉例：

    這里邏輯地址為cs:ip麦萤，先查段表，找到cs段對應(yīng)段號的基址姻檀，再加上ip組合成虛擬地址绣版，推給MMU杂抽，
MMU根據(jù)邏輯地址查詢頁表默怨，拿到物理地址交給內(nèi)存總線匙睹，獲取到對應(yīng)的指令數(shù)據(jù)。如下圖：

• 『為什么要有虛擬內(nèi)存』理論部分就結(jié)束了梦谜，后面是linux上虛擬內(nèi)存的源碼分析（部分）和虛擬內(nèi)存的一些拓展應(yīng)用

linux內(nèi)存管理源碼分析(linux 0.12)

如何使用內(nèi)存，前面提到過：先把程序『放入內(nèi)存』耸棒，在CPU取指執(zhí)行的過程中就開始『使用內(nèi)存』了单山。
那么linux何時開始進行內(nèi)存管理呢米奸？ 很容易想到從fork系統(tǒng)調(diào)用的內(nèi)存分配階段開始：分配段、建段表;
分配頁铡溪、建頁表佃却。

  從sys_fork開始
   
  流程: sys_fork -> copy_process ,所以直接看copy_process的實現(xiàn)
  
  int copy_process(... ){
        //申請一頁空閑物理頁面，下面會講
        struct task_struct *p = get_free_page();
        //給task_struct放一些數(shù)據(jù)
        ...
            //重點看
        copy_mem();
  }
    
  //nr為進程序號
  int copy_mem(int nr, struct task_struct * p){
        unsigned long old_data_base, new_data_base, data_limit;
        unsigned long old_code_base, new_code_base, code_limit;
    
        code_limit = get_limit(0x0f);
        data_limit = get_limit(0x17);
        old_code_base = get_base(current->ldt[1]);
        old_data_base = get_base(current->ldt[2]);
        if (old_data_base != old_code_base) {
            panic("We don't support separate I&D");
        }
        if (data_limit < code_limit) {
            panic("Bad data_limit");
        }
        //TASK_SIZE是linux上每個進程的大性畋谩（64M）赦邻，這里直接在虛擬內(nèi)存上隔離了不同進程的段
        //linux0.12只能映射4G的線性地址惶洲，每個進程大小只給64M，最多64個進程铐料。
        //所以不同進程的虛擬地址完全不重疊，所以進程切換連頁目錄表都不需要切（全局共享一個頁目錄表）篓跛！
        //注意現(xiàn)代linux每個進程都可以獨立映射4G的線性地址（32位）举塔，而且虛擬地址都是會重疊的求泰，每個進程都有獨立的頁目錄表臭墨！
        new_data_base = new_code_base = nr * TASK_SIZE;
        p->start_code = new_code_base;
        //linux 0.12實現(xiàn)比較簡單惰许，代碼段和數(shù)據(jù)段用同一個基址
        //建段表
        set_base(p->ldt[1], new_code_base); //代碼段
        set_base(p->ldt[2], new_data_base); //數(shù)據(jù)段
            
            
        //頁表相關(guān),重點看這個
        if (copy_page_tables(old_data_base, new_data_base, data_limit)) {
            free_page_tables(new_data_base, data_limit);
            return -ENOMEM;
        }
        return 0;
  }

  //復(fù)制頁表，進程的COW機制
  int copy_page_tables(unsigned long from, unsigned long to, long size){
        ...
        //這里為啥右移20位很重要痊硕，由于是32位虛擬地址：[10位頁目錄號][10位頁號][12位偏移]
        //所以需要右移動22位得到頁目錄號艾疟，每個頁目錄項4個字節(jié)，為得到具體的頁目錄項指針需要(from >> 22)*4=(from >> 20)
        from_dir = (unsigned long *) ((from >> 20) & 0xffc); //源地址頁目錄項指針
        to_dir = (unsigned long *) ((to >> 20) & 0xffc);     //目標地址頁目錄項指針
        size = ((unsigned) (size + 0x3fffff)) >> 22;
        
        //開始復(fù)制頁目錄項
        for(; size-->0; from_dir++, to_dir++){
            from_page_table=(0xfffff000&*from_dir);
            //新的進程有獨立的頁表蚊俺，所以申請一頁空閑物理頁面懈涛，下面會講
            to_page_table=get_free_page();
            //復(fù)制當前頁表的nr個頁表項
            for (; nr-- > 0; from_page_table++, to_page_table++) {
                    this_page = *from_page_table;
                    if (!this_page) {
                        continue;
                    }
                    //該頁面在交換設(shè)備中，申請一頁新的內(nèi)存泳猬，然后將交換設(shè)備中的數(shù)據(jù)讀取到該頁面中
                    if (!(1 & this_page)) {
                        if (!(new_page = get_free_page())) {
                             return -1;
                        }
                        read_swap_page(this_page >> 1, (char *)new_page);
                        *to_page_table = this_page;
                        *from_page_table = new_page | (PAGE_DIRTY | 7);
                             continue;
                    }
                    this_page &= ~2; // 讓頁表項對應(yīng)的內(nèi)存頁面只讀
                    *to_page_table = this_page;
                    //物理頁面的地址在1MB以上忙上，需要在mem_map[]中增加對應(yīng)頁面的引用次數(shù)
                    if (this_page > LOW_MEM) {
                        *from_page_table = this_page; //令源頁表項也只讀
                        this_page -= LOW_MEM;
                        this_page >>= 12;
                        //增加對應(yīng)頁面的引用次數(shù)
                        mem_map[this_page]++;
                    }
            }
        }
  }
  
  //申請一頁空閑物理頁面
  unsigned long get_free_page(void){
        register unsigned long __res;
        //在內(nèi)存映射字節(jié)位圖中從尾到頭地查找值為0的字節(jié)項手形，然后把對應(yīng)物理內(nèi)存頁面清零
        repeat:
            __asm__("std ; repne ; scasb\n\t"
                "jne 1f\n\t"
                "movb $1,1(%%edi)\n\t"
                "sall $12,%%ecx\n\t"
                "addl %2,%%ecx\n\t"
                "movl %%ecx,%%edx\n\t"
                "movl $1024,%%ecx\n\t"
                "leal 4092(%%edx),%%edi\n\t"
                "rep ; stosl\n\t"
                "movl %%edx,%%eax\n"
                "1:"
                :"=a" (__res)
                :"0" (0), "i" (LOW_MEM), "c" (PAGING_PAGES),
                "D" (mem_map + PAGING_PAGES - 1)
            );
        if (__res >= HIGH_MEMORY) { // 頁面地址大于實際內(nèi)存容量，重新尋找
            goto repeat;
        }
        if (!__res && swap_out()) { // 沒有得到空閑頁面則執(zhí)行交換處理,并重新查找
            goto repeat;
        }
            return __res;
  }

總結(jié)：

fork系統(tǒng)調(diào)用會去申請物理頁野建，用來映射task_struct和頁表（每個進程私有）须蜗，接著復(fù)制頁表項柿估，并將『源/新』兩個進程的所有頁表項標記為只讀，
并將兩個進程的每個區(qū)域結(jié)構(gòu)都標記為私有的寫時復(fù)制，最終媚值，fork系統(tǒng)調(diào)用返回锰扶，產(chǎn)生的新進程的地址空間看上去就和源進程一模一樣了京闰。

當這兩個進程的任意一個發(fā)生『寫操作』時乾翔，那么這個寫操作就會觸發(fā)一個『故障』，那么內(nèi)核中的『故障處理程序』就會在物理內(nèi)存中創(chuàng)建所寫頁面的新副本，
更新頁表指向這個新的副本而姐，接著恢復(fù)對應(yīng)虛擬頁面的寫權(quán)限风瘦。ok，『故障處理程序』可以返回了意敛，那么將ip指回剛剛的『寫操作』，CPU重新執(zhí)行重新寫
的時候就可以在新的物理頁上操作了!

這就是所謂進程的copy-on-write機制，

• 換入

如果是32位操作系統(tǒng)，每個進程擁有獨立的4g地址空間拢锹，而物理內(nèi)存大小也就4g，能做到這點也正是前面提過的swap機制。

案例：CPU提供一個邏輯地址（段號加偏移）吧史，MMU查詢頁表時發(fā)現(xiàn)沒有對應(yīng)的物理內(nèi)存頁框，那么MMU就會產(chǎn)生一個『缺頁中斷』，
缺頁中斷處理程序?qū)⒋疟P上對應(yīng)的頁文件換入。一部分邏輯由硬件（MMU）完成区岗，所以換入部分的源碼分析只需要看缺頁中斷
處理程序祭示。

    //中斷處理程序初始化（未縮略）
    void trap_init(void){
        set_trap_gate(14, &page_fault); //保存14號中斷與其處理程序
    }
    #define set_trap_gate(n, addr) \
        _set_gate(&idt[n], 15, 0, addr); 
        
    //直接來看缺頁中斷處理程序（mm/page.s）
    page_fault:
    xchgl   %eax, (%esp)    // 取出錯碼到eax
    pushl   %ecx
    pushl   %edx
    push    %ds
    push    %es
    push    %fs
    
    
    movl    $0x10, %edx     // x86的保護模式下，訪問內(nèi)存需要基于段選擇器（如CS、DS、ES猿诸、SS）
                            // 而各段選擇器與基址的對應(yīng)關(guān)系存在GDT表中（GDT表的首地址位于GDTR寄存器）,對應(yīng)前面的段表
                            // 而段表中的段表項在x86里叫段選擇子，組成結(jié)構(gòu)：[描述符索引][TI][請求特權(quán)級]，其中TI為描述符表指示器（0：要查GDT画拾，1：要查LDT）
                            // x86部分可以看看下面的圖
                            // 這里將0x10傳給edx是為了切換為內(nèi)核的段基址鲁猩，畢竟中斷處理程序是要在內(nèi)核態(tài)執(zhí)行的嘛
    mov     %dx, %ds        // 置為內(nèi)核棧對應(yīng)的數(shù)據(jù)段選擇子（為了后續(xù)查詢段描述符）
    mov     %dx, %es        // 同上
    mov     %dx, %fs        // 同上，這幾行代碼不清楚可以看看下面的圖
    
    
    movl    %cr2, %edx      // 取引起頁面異常的虛擬地址罢坝，cr2則是故障虛擬地址寄存器廓握，還有cr0,cr1,cr2,cr3,cr8
    pushl   %edx            // 將該線性地址和出錯碼壓入棧中，作為將調(diào)用函數(shù)的參數(shù)
    pushl   %eax
    testl   $1, %eax        // 測試頁存在標志P(位0)嘁酿，如果不是缺頁引起的異常則跳轉(zhuǎn)
    jne     1f
    call    do_no_page      // 調(diào)用缺頁中斷處理函數(shù)(mm/memory.c)
    jmp     2f
1:  call    do_wp_page      // 調(diào)用寫保護處理函數(shù)(mm/memory.c)
2:  addl    $8, %esp        // 丟棄壓入棧的兩個參數(shù)隙券，彈出棧中寄存器并退出中斷
    pop     %fs
    pop     %es
    pop     %ds
    popl    %edx
    popl    %ecx
    popl    %eax
    iret

圖中段描述符的段基地址和段界限不是連續(xù)的，而是分成了好幾段痹仙，非常不科學是尔，這是為了兼容80286處理器，
算是一個后遺癥吧开仰。

經(jīng)過一頓折騰拟枚，終于可以看『換入』是咋實現(xiàn)的了！

    //do_no_page众弓，縮略
    void do_no_page(unsigned long error_code , unsigned long address) {
        ...
        address& = 0xfffff000; //頁面地址
        tmp = address–current->start_code; //頁面對應(yīng)的偏移
        if(!current->executable||tmp>=current->end_data){
            get_empty_page(address); 
            return; 
        }
        ...
        page = get_free_page(); //獲取物理頁
        bread_page(page, current->executable->i_dev, nr);//讀塊設(shè)備
        put_page(page, address); //物理頁和地址建立映射（修改頁表）
    }
    
    //修改頁表
    unsigned long put_page(unsigned long page, unsigned long address){
        unsigned long tmp, *page_table;
        //前面提到過為什么要>>20
        //得到頁目錄項的地址
        page_table=(unsigned long *)((address>>20)&ffc);
        if( (*page_table)&1 ){
            page_table=(unsigned long*)(0xfffff000&*page_table);
        } else {
            tmp=get_free_page(); 
            *page_table=tmp|7;
            page_table=(unsigned long*)tmp;
        }
        //最終建立映射
        page_table[(address>>12)&0x3ff] = page|7;
        return page; 
    }

• 換出

內(nèi)存是有限的恩溅，不可能總是獲取到新的頁，那么物理內(nèi)存不夠的時候需要把一部分頁面換出谓娃。關(guān)于頁面換出涉及好幾個頁面置換算法脚乡，
由于篇幅問題這里只詳細介紹最有效的（較少的缺頁次數(shù)）。

FIFO：先入先出滨达。如果是常駐內(nèi)存的數(shù)據(jù)呢奶稠，這塊數(shù)據(jù)在內(nèi)存中停留最久，但是最常使用捡遍，結(jié)果他們因為"先入”卻要被換出了锌订。

MIN：淘汰將來最遠使用的頁，最優(yōu)的方案画株。但沒法預(yù)估將來的事情辆飘。

LRU：用歷史來預(yù)測將來，淘汰最近最長一段時間內(nèi)沒有使用過的頁谓传。前面提到過程序具有『局部性』蜈项，所以這種方案在實際的操作系統(tǒng)中最為有效。

LRU實現(xiàn)：

1.很容易想到每個頁維護一個時間戳续挟，這樣就能精準的判斷要淘汰哪個頁面紧卒。但每次訪問物理頁都要去維護時間戳，這是一個很大的開銷诗祸！而且
頁的數(shù)量很大常侦，每次查找最小的時間戳也是一個很大開銷浇冰！這種方式不可行。
2. 維護一個頁碼棧聋亡，每次將最近使用的頁上浮肘习，這樣最少使用的頁會在棧底，但是實現(xiàn)代價還是很大坡倔，每次地址訪問都需要修改棧漂佩，涉及到多次
拷貝。

其實LRU算法是一個很理想化的算法罪塔，對于實際操作系統(tǒng)只能『近似實現(xiàn)』投蝉。紙上得來終覺淺啊征堪！

下面介紹實際操作系統(tǒng)的LRU近似實現(xiàn)：

將上面提到的時間戳換成0/1兩種狀態(tài)瘩缆，將所有的頁框維護成一個環(huán)形隊列。
那么當缺頁發(fā)生時佃蚜，如果掃描到的頁的狀態(tài)為0庸娱，就將該頁換出，如果掃描到的頁狀態(tài)為1谐算，那就使用非常接地氣的
『再給一次機會』算法熟尉，把頁狀態(tài)置成0，那么這個頁下次掃描到才會被換出洲脂。當使用該頁的時候?qū)⑵錉顟B(tài)置1斤儿。
本質(zhì)上還是LRU，只不過把『最近最少使用』近似為『最近沒有使用』恐锦。如下圖：

上面提到的置換算法也叫Clock算法往果，但是上面對LRU實現(xiàn)的還是不夠精準。
如果缺頁極少發(fā)生呢一铅，會發(fā)生什么陕贮？所有的頁狀態(tài)都是1，這種情況下一旦發(fā)生缺頁馅闽，指針會scan一圈飘蚯，回到原點的時候
發(fā)現(xiàn)這個頁的狀態(tài)還是0（轉(zhuǎn)一圈的時間內(nèi)還是沒有被使用）馍迄，OK福也，把這頁置換出去。如果一直都是極少發(fā)生缺頁呢（缺頁一段時間后攀圈，
所有頁都被使用過了暴凑，都置成了1），那就變成了一直淘汰下一個赘来，退化成了FIFO现喳。如下圖：

歸根結(jié)底還是狀態(tài)為1的頁太多凯傲，導致每次scan花的時間太長，使LRU失去了『最近』嗦篱，那么需要改進為『CLOCK』算法冰单，
再加一個快指針定時將1置成0（交給時鐘中斷處理），原來的慢指針用來scan沒有使用的頁（缺頁時）灸促。有了快指針诫欠，『最近』就有了，這是一個較為完善的LRU實現(xiàn)浴栽。
如下圖：

那么每個進程分配多少個頁框呢荒叼，換句話說，每個進程分配多大的物理內(nèi)存呢典鸡，這是一個非常實際的問題被廓。分配多確實會減少swap發(fā)生，
但是物理內(nèi)存上限在那萝玷，分配少會出什么問題呢嫁乘？

先看上面這張圖：系統(tǒng)內(nèi)進程增多 -> 每個進程的缺頁率增加 -> 增加到一定程度 -> 進程總是在等待頁swap
->CPU的利用率降低 -> 進程數(shù)持續(xù)增加 -> CPU利用率急劇降低。這就產(chǎn)生了『抖動』间护，這時候系統(tǒng)基本上很卡了亦渗。

不管是進程數(shù)太多，還是物理內(nèi)存小汁尺，導致系統(tǒng)發(fā)生歸根結(jié)底還是每個進程分配的頁框太少法精，前面提到過程序的『局部性』。
可以得到一個結(jié)論痴突，頁框數(shù)一定要完整的覆蓋程序的『局部』搂蜓。這就涉及到了工作集分析。后續(xù)補充...

• 虛擬內(nèi)存的一些拓展應(yīng)用

  //TODO

• 參考資料

1. https://pdos.csail.mit.edu/6.828/2018/xv6/book-rev11.pdf

2. <<x86匯編語言：從實模式到保護模式>>

3. <<深入理解計算機系統(tǒng)>>