虚拟内存¶
终于看到了虚拟内存这块了, 感觉自己的笔记速度有点拖时间了.
CSAPP 第九章. 虚拟内存(virtual memory, VM).
1. 基本介绍¶
计算机的主存(即内存)可以看做一个有 M 个连续字节的大数组, NEMU 就是这么实现的. 每一字节都有对应的物理地址, 即数组中的索引. 现代计算机中, CPU 很少直接访问物理地址, 而是通过虚拟寻址的形式. CPU 会先生成一个虚拟地址(virtual address, VA). VA 会被内存管理单元(Memory Management Unit, MMU)翻译成物理地址(physical address, PA).
虚拟内存是存放在磁盘上的有 N 个连续字节组成的数组. 和缓存一样, VM 也将虚拟内存分割成虚拟页(virtual page, VP)这样的大小固定的块来处理磁盘和主存间的传输. 假设每个虚拟页的大小为 P 字节. 物理内存也被分割成物理页(PP), 每页大小与虚拟页一致.
虚拟页面的集合可以分成三个不相交的子集 : VM 系统未分配的页, 缓存在物理内存的已分配页和未占用物理内存的已分配页. 如下图所示:
和缓存一样, VM 也需要判断某个虚拟内存是否被缓存在了主存中. 这个功能是由软硬件联合提供的, 包括操作系统, MMU 和存放在物理内存中的页表数据结构. 页表将虚拟页映射到物理页, MMU 中的地址翻译硬件利用页表将虚拟地址转化为物理地址, 操作系统维护页表的内容并在磁盘和主存之间来回传送页.
2. 页表¶
下面介绍页表. 页表是页表条目(page table entry, PTE)的集合, 储存在物理内存中. 虚拟地址空间的每一页都在页表中有对应的 PTE. 我们假定一下每个条目的内容是由一个有效位和 n 位地址位组成. 有效位表示这个虚拟页是否缓存在内存中. 如果是, 地址字段就是缓存该虚拟页的物理页的起始位置. 反之, 设置一个空地址表示它未被分配, 或者这个地址指向虚拟页储存在磁盘的位置. 下面这张图来看看页表是怎么维护的:
注意, 任意物理页都可以包含任意虚拟页.
然后, 我们来看看 CPU 想要读取 VP2 的虚拟内存的一个字会发生什么. VP2 被缓存在 DRAM 内存中. MMU 将虚拟地址作为一个索引来定位 PTE2, 并从内存中读取 PTE2. PTE2 设置了有效位, 于是 MMU 知道 VP2 缓存在内存中, 直接使用 PTE 中储存的物理地址, 即可得到这个字的物理地址. 直接从内存中读取到虚拟内存, 叫页命中.
反过来, DRAM 缓存不命中就叫缺页. 仍是上面的图片, CPU 读取 VP3 中的一个字. VP3 没有缓存在 DRAM 中. MMU 读取 PTE3, 并发现有效位为 0, 于是推断出 VP3 未被缓存, 触发缺页异常程序. 缺页异常程序选择一个牺牲页, 比如 PP3 中的 VP4, 将之复制回磁盘后, 从磁盘复制 VP3 到 PP3, 并更新 PTE3, 再从异常返回. 如下图所示:
可以看到虚拟内存的想法有很多是和缓存类似的. 虚拟内存中的页实际上就是对应缓存中的块. 向上面这样直到不命中才换入页面的策略称为按需页面调度.
下面分配了一个新的虚拟页 VP5, 分配过程就是在磁盘上创建空间并让 PTE5 指向磁盘上这个新创建的页面.
我们把程序的工作集页面调度到内存中之后, 由于程序的局部性, 命中率很高, 并没有那么容易缺页, 所以虚拟内存是可以保证效率的.
3. 内存管理¶
下面介绍一些虚拟内存是如何内存管理的.
操作系统为每一个进程都提供独立的页表, 所以每一个进程都有自己独立的虚拟地址空间, 而多个虚拟页面也可以映射到同个物理页面上. 如下图:
- 独立的地址空间允许每个进程的映像都使用相同的格式, 不必关心实际物理地址是怎样的.
- 如果不同进程使用相同的内核函数, 操作系统可以将它们映射到同一个物理页面, 从而节省内存.
- 连续虚拟页面, 映射的物理页面上不一定连续, 而是可以随意地分散在内存中.
虚拟内存也很好做内存保护的工作: 为每个 PTE 添加几个控制位即可. 几个控制位包括读写权限等. 如果有一条指令违反了控制位所给的权限, 那么 CPU 就抛出故障, 控制转给异常处理程序, 即 "段错误".
4. 地址翻译¶
4.1 基本介绍¶
整体的硬件的过程就放张图概括了:
而在 MMU 中实现的地址翻译, 经过了哪些过程呢? 首先介绍一下将要用的符号:
| 符号 | 描述 |
|---|---|
| VA | virtual address 虚拟地址 |
| VPO | virtual page offset 虚拟页面偏移量 |
| VPN | virtual page number 虚拟页号 |
| PA | physical address 物理地址 |
| PPO | physical page offset 物理页面偏移量 |
| PPN | physical page number 物理页号 |
| PTBR | page table base register 页表基址寄存器 |
| PTE | page table entry 页表项 |
其中, PTBR 提供页表的地址. 虚拟地址被分为 VPN 和 VPO 两部分. VPN 作为索引用于在页表中找到当前页的 PLE, 在这个 PLE 中存储了对应的 PPN. 将这个 PPN 与虚拟地址的 VPO 结合起来, 就得到了最终的地址. 注意, 物理页面和虚拟页面的大小相同, 故 PPO 和 VPO 总是相同的.
可以看下面图片:
4.2 TLB 地址翻译加速¶
CPU 每产生一个虚拟地址, MMU 就要查阅一次 PTE, 将虚拟地址转成物理地址. 但是 PTE 储存在内存中, 我们仍然嫌读取得不够快. 于是在 MMU 中, 添加了一个叫快表(TLB, translation lookaside buffer)的缓存, 来储存最近使用的 PTE. 如果命中, 那么所有的地址翻译工作都在 MMU 中完成, 将会非常快.
4.3 多级页表¶
实际的操作中, 用的更多的还是多级页表. 多级页表可以显著地减少页表的大小, 具体不赘述留给读者思考了. 具体的实现就是将 VPN 分成 k 份, 每个 VPN i 都是第 i 级页表的索引. 每一级页表的 PTE 都是到下一级页表的基址, 最后一级的 PTE 是 PPN. PPO 和 VPO 还是相同的.
