當我們運行各類程序在現(xiàn)代操作系統(tǒng)諸如Windows、linux上時胁附，往往無需操心操作系統(tǒng)及硬件如何在內存上“管理”程序的代碼及數(shù)據(jù)酒繁，作為一名程序員，無需擔心像“我該在哪里存儲這個變量”這樣的問題汉嗽，操作系統(tǒng)已經(jīng)暗地幫你做好了一切欲逃，如果不是，那么將十分痛苦饼暑。

為了實現(xiàn)進程間內存隔離稳析，兼顧訪問效率、空間碎片等因素的影響弓叛，操作系統(tǒng)也相應衍生出了多種不同的內存虛擬化機制彰居，耳熟能詳?shù)木陀蟹侄巍⒎猪撟辍⒍雾摮露琛⒍嗉夗摫淼龋挛尼槍@幾種虛擬化機制進行較為詳細的闡述毕籽。

在開始正文前抬闯，我們需要簡單了解一下地址重定位相關知識以及邏輯地址、線性地址和物理地址之間的區(qū)別

操作系統(tǒng)為了實現(xiàn)內存虛擬化关筒，確保應用程序只訪問自己的內存空間溶握，利用了基于硬件的地址轉換技術，基于地址轉換蒸播，硬件每次訪問內存（指令獲取睡榆、數(shù)據(jù)讀取或寫入），都會將程序內存引用地址重定位到內存中實際的地址袍榆。

進程虛擬地址空間.png

內存地址空間.png

現(xiàn)在的問題是才写，操作系統(tǒng)如何實現(xiàn)地址的重定位劳曹，程序編譯鏈接成二進制碼后奴愉，其引用的內存地址已經(jīng)確定了，如何將引用的地址進行轉換呢铁孵？
主要有兩種方法：
早期的系統(tǒng)采用純軟件的重定位方式，其被稱為靜態(tài)重定位房资，使用一個加載程序（loader）接手將要運行的可執(zhí)行程序蜕劝，將它的地址重寫到物理內存中期望的偏移位置，沒有操作系統(tǒng)的管理轰异，進程中的錯誤地址可能會導致loader重定位后對其他進程或操作系統(tǒng)的內存進行非法訪問岖沛，且由于loader的重定位規(guī)則固定，很難將內存空間重定位到其它位置
而現(xiàn)代重定位方式是基于硬件的地址轉換搭独，具體來說婴削，每個CPU需要兩個硬件寄存器，基址寄存器（base）和界限寄存器(bound)牙肝，進程產(chǎn)生的所有內存引用唉俗，都會被處理器通過下列方式轉換為物理地址：physical address = virtual address + base 進程使用的虛擬地址，硬件將虛擬地址加上基址寄存器的內容得到物理地址配椭，再對內存進行訪問虫溜，界限寄存器確保了進程產(chǎn)生的所有地址都在進程的地址‘界限’中 ，這種在CPU中負責地址轉換的部分被稱為內存管理單元（MMU）

使用硬件的地址重定位股缸，也衍生出了后來基于分段分頁的內存虛擬化技術衡楞，相應的，也就有了邏輯地址敦姻、線性地址瘾境、物理地址的概念

• 邏輯地址由兩部份組成，段標識符: 段內偏移量(如cs:77000000,代碼段77000000偏移)镰惦，可以認為是分段機制轉換前的地址迷守，通過段描述符找到該段的線性地址基址，加上段內偏移量即可得到線性地址陨献。

• 線性地址可以認為是分段機制轉換后裂逐、硬件頁式內存的轉換前的地址

• 物理地址是線性地址經(jīng)分頁轉換后的地址（采用分頁）姑蓝，若不采用分頁，則線性地址即物理地址（實模式下）

分段

使用基址及界限寄存器可以很好地將虛擬地址重定位到物理地址（內存）上，但是如上面進程虛擬地址空間圖例展示的肋殴，在整個虛擬地址空間中，存在大塊的空閑空間耘成，如棧和堆之間的地址空間

虛擬地址.png

將整個進程的虛擬空間都重定位到內存上谓传，將會存在大量的內部碎片，且物理內存是有限的聘殖，在32位地址尋址的機子上晨雳，每個進程可尋址的虛擬空間就有4G行瑞，基于基址加界限的方式將會導致物理內存無法提供足夠的空間來放置所有進程地址空間，進程便無法運行餐禁，其靈活性較差
為了解決這個問題血久，分段機制應運而生，其主要做法是在MMU中引入不止一個基址跟界限寄存器對帮非，而是給每個邏輯段一對氧吐，一個段只是地址空間一個連續(xù)定長的區(qū)域，典型的地址空間有三個邏輯段：代碼末盔、堆和棧筑舅。分段機制可以讓操作系統(tǒng)將不同的段放到不同的物理內存地址處，通過更為細顆粒度的管理虛擬地址陨舱，避免了虛擬地址空間中未使用的部分占用內存

分段機制物理內存.png

現(xiàn)在的問題是，使用分段機制游盲，在進行地址轉換時误墓，如何判斷使用哪個段寄存器、段內的偏移量是多少背桐？

分段機制虛擬地址.png

分段機制虛擬地址.png

分段地址轉換.png

特殊的棧
由于棧的地址空間增長方向為高地址往低地址甜滨，所以硬件（MMU）進行地址轉換時，還需要知道棧的增長方向瘤袖，因此段寄存器需要使用一位來區(qū)分方向（1代表自小而大
增長衣摩，0反之）

段寄存器.png

支持共享
有時候在地址空間共享某些內存段是非常有用的，比如多個進程間代碼段共享泡嘴，共享某些段甫恩，就需要在程序每個段增加幾個位，用來標識程序是否能夠讀寫該段或執(zhí)行其中的代碼酌予，這樣同樣的代碼被共享填物，且不用擔心其被破壞

段寄存器.png

分段解決了一些問題涎劈，幫助我們實現(xiàn)了更高效的虛擬內存广凸。不只是動態(tài)重定位，通過避免地址空間的邏輯段之間的大量潛在的內存浪費蛛枚，分段能更好地利用物理內存空間谅海，其支持共享可以保證多個運行的程序共享某些段如代碼段不會出現(xiàn)問題。

但是由于段的大小不一蹦浦，隨著程序越來越多扭吁，物理內存會被分割成各種奇怪的大小（外部碎片）盲镶，因此內存分配請求會變得更難侥袜。
一種解決方法是緊湊物理內存，重寫安排原有的所有段溉贿，操作系統(tǒng)先終止運行的進程枫吧，將他們的數(shù)據(jù)復制到連續(xù)的內存區(qū)域中，改變段寄存器的值宇色，指向新的段基址九杂，從而解決外部碎片，但是拷貝段是內存密集型的宣蠕，會占用大量cpu處理時間

內存緊湊.png

分頁

實際上羡微，分段機制還是不足以支持更一般化的稀疏地址空間，對虛擬地址空間細化管理到段為單位惶我，盡管可以使用各類機制（內存管理算法）但還是會存在外部碎片妈倔，假想有一個很大的堆，處于邏輯段中绸贡，整個堆還是需要完整地加載到內存中盯蝴，因此，我們需要更一般化的虛擬機制來細化管理內存
為了解決外部碎片的問題听怕，分片機制應運而生捧挺，其將空間分割為固定長度的分片，不再將一個進程的地址空間分割成幾個長度不同的邏輯段（代碼尿瞭、堆闽烙、棧等）,其分割后的每個單元稱為一頁，這時声搁，物理內存可以看成是定長槽塊的陣列黑竞，每個槽塊叫做頁幀，一個頁幀包含一個虛擬內存頁疏旨，通過這種機制很魂，我們可以對內存進行更一般化的管理

現(xiàn)在的問題是，使用分頁機制檐涝，如何進行地址轉換遏匆，空間和時間開銷如何
前文所述使用分段單位是段，通過段寄存器獲取基址跟界限后進行地址轉換骤铃，分頁使用更一般化的管理拉岁，單位是頁，那么怎么完成虛擬頁到物理頁的轉換呢惰爬，使用寄存器這時變得不切實際喊暖，因為一個進程虛擬空間采用分頁的話將產(chǎn)生成千上萬的頁，而寄存器數(shù)量是有限的撕瞧，因此需要有一種新的機制完成虛擬頁到物理頁的轉換陵叽，為了記錄地址空間的每個虛擬頁放在物理內存中的位置，操作系統(tǒng)通常為每個進程保存一個數(shù)據(jù)結構（存儲于物理內存中）丛版，稱為頁表

抽象頁表.png

分頁機制.png

進程的地址空間也變成了VPN標識+頁內偏移量兩部分組成

分頁虛擬地址.png

可以看到該地址對應虛擬頁VPN1，偏移為該頁第5個字節(jié)處，通過頁表查詢物理頁為PFN7独令，這樣根據(jù)物理頁跟頁內偏移即可得到物理地址端朵。下面利用分頁機制訪問內存流程

分頁轉換.png

頁表中有什么
頁表是一個數(shù)據(jù)結構翰意，用于將虛擬頁號映射到物理幀號，在最簡單的一級分頁機制中信柿，就是一個數(shù)組，操作系統(tǒng)通過虛擬頁號來檢索數(shù)組醒第，獲取數(shù)組中的一項渔嚷，我們稱之為頁表項（PTE），根據(jù)PTE得到PFN等內容

頁表項.png

頁表存在的問題
前文所述请梢，進程的虛擬地址空間采用分頁機制會產(chǎn)生成千上萬的頁，而此時頁表也會變得非常大力穗，一個典型的32位地址空間毅弧，頁大小為4KB，虛擬地址這樣就會分割成12位的偏移量（4KB）和20位的VPN（尋址虛擬頁號）当窗，也就是說頁表需要最大能尋址到20位的虛擬頁號够坐，即頁表需包含2的20次方個頁表項，每個頁表項需要4字節(jié)（32位）崖面，那么一個進程的頁表就有4MB大小元咙，如果操作系統(tǒng)運行100個進程，那么內存中光頁表就需要存儲400MB內存巫员，如果是64位地址尋址空間庶香，那么頁表的大小將十分恐怖

段頁機制

為了解決分頁機制帶來的頁表體積太大的問題，出現(xiàn)了較多的解決方案简识，比如使用更大的頁赶掖，這樣尋址頁表項的壓力就會變小，頁表體積也相應變衅呷拧（更少的頁表項）奢赂，但是更大的頁不可避免地會產(chǎn)生內部碎片，大的內存頁可能會只被使用一部分（總會有這樣的內存頁）颈走，隨著系統(tǒng)運行膳灶，內存很快就會充滿這些較大的頁，因此立由，大多數(shù)操作系統(tǒng)在常見情況下使用較小的頁袖瞻，4KB（x86）或8KB。

混合的方法 分頁和分段

段頁式.png

段頁虛擬地址.png

如圖，段頁虛擬地址被分割成3部分依啰，分別是段標識位丐黄，段頁表項偏移，頁表內偏移

段頁轉換.png

先根據(jù)虛擬地址獲取段號跟段頁表項偏移孔飒、頁表內偏移，根據(jù)段號尋找段寄存器得到段頁表基址艰争，根據(jù)段頁表基址加上段頁表項偏移得到段頁表項坏瞄，最后訪問頁表項得到頁基址加上頁表內偏移得出最后的物理地址

段頁機制解決了單一頁表太大的問題（分成多個段頁表，且僅僅保留有效的頁面）甩卓，但是還是沒有從根本上解決頁表大的問題鸠匀，試想這樣一種情況，存在一個大而稀疏的堆（大量內存分配逾柿、釋放結果）缀棍，對應的堆頁表還是可能會變得很大，當系統(tǒng)中遍布這樣的進程時机错，外部碎片又產(chǎn)生了爬范，因此，需要有一種更好地方式來實現(xiàn)更小的頁表

多級頁表

多級頁表的基本思想很簡單弱匪。首先青瀑，將頁表分成頁大小的單元（如果頁表項很多，那么內存上頁表將占用較多頁）。然后斥难，使用了名為頁目錄（page directory）的新結構統(tǒng)一管理頁表分成的每個單元枝嘶，如果一個單元內的頁表項（PTE）全部無效，就完全不分配該單元的頁表哑诊。

分頁機制.png

圖的左邊是經(jīng)典的線性頁表群扶。即使地址空間的大部分中間區(qū)域無效（有較多的無效頁表項），我們仍然需要為這些區(qū)域分配頁表空間（即頁表的中間兩頁）镀裤。右側是一個多級頁表竞阐。頁目錄僅將頁表的兩頁標記為有效（第一個和最后一個）；因此淹禾，頁表的這兩頁就駐留在內存中（另外兩頁不分配內存）馁菜。因此，多級頁表讓線性頁表的一部分消失（釋放這些幀用于其他用途）铃岔，并用頁目錄來記錄頁表的哪些頁被分配汪疮。
在一個簡單的兩級頁表中，頁目錄為每頁頁表包含了一項毁习。它由多個頁目錄項（Page Directory Entries智嚷，PDE）組成。PDE（至少）擁有有效位（valid bit）和頁幀號（page frame number纺且，PFN）盏道，類似于PTE。但是载碌，正如上面所暗示的猜嘱，這個有效位的含義稍有不同：如果PDE項是有效的，則意味著該項指向的頁表（通過PFN）中頁表項至少有一項是有效的嫁艇，即在該PDE所指向的頁中朗伶，至少一個PTE，其有效位被設置為1步咪。如果PDE項無效（即等于零）论皆，則PDE的其余部分沒有定義。
與單一頁表相比猾漫，多級頁表對頁表進行單元管理点晴，若某個單元內（一頁）不存在有效頁表項，則在頁目錄內不記錄該單元的物理頁悯周，且頁表中也不會分配該頁粒督，頁表變得緊湊（去除了部分無效的單元），并且此時頁表由于被分割成一個個單元禽翼，更支持稀疏的地址空間坠陈，更容易管理萨惑，不再需要像單一頁表機制那樣在物理內存中尋找4MB的連續(xù)內存

多級頁表轉換示例

多級頁表虛擬地址.png

多表轉換.png

多級頁表存在的問題
多級頁表采用的是時間換空間的做法汉买，在TLB（快速地址轉換）未命中時衔峰，需要從內存中加載至少兩次，才能從頁表中獲取正確的地址轉換信息（一次用于頁目錄蛙粘，另一次用于頁表項）垫卤，而線性頁表只需要一次加載，我們實現(xiàn)了更小的表（頁表單元管理）出牧，為了節(jié)省寶貴的內存穴肘，使頁表更加復雜。

分段與多級頁表結合
Linux作為現(xiàn)代通用操作系統(tǒng)崔列，使用了分頁機制（X86叫保護模式，arm叫MMU機制）來對用戶態(tài)與內核態(tài)進行隔離旺遮，也對進程與進程之前進行隔離赵讯。但是在X86 cpu架構下，使用分頁機制前耿眉，必須打開分段機制边翼。所以Linux采用了討巧的辦法，就是繞過分段機制鸣剪，直接使用分頁機制组底。 那Linux是怎么繞過分段機制的呢丈积？ 很簡單，就是每個段都是0~4G的地址空間（相當于什么也沒有做一樣）债鸡，剩下的管理全由分頁機制來實現(xiàn)江滨。所以Linux內核在啟動時，自從開始使用了分頁機制時厌均，都先打開分段機制唬滑，并具這兩個功能一直使用。
而windows其實也是只靠分頁來隔離的棺弊，windows下虛擬地址＝線性地址晶密，其CS，DS對應的段描述符實際指向的是同一個段（平坦模型）模她，只是使用了別名技術稻艰，順便規(guī)定了訪問權限，有興趣的同學可以深入探索侈净。