现在的操作系统基本上都实现了虚拟内存的功能。本文就简单的记录一下我对虚拟内存的理解。

　　1. 虚拟内存的作用

　　1.1 便于写程序，特别是多进程环境下的程序。

　　想象一下，如果每个程序都要在固定的物理地址执行，读取指定物理地址处的数据，那么多个程序如何共存，数据如何保护?有了虚拟内存这一层，每个程序都运行在自己相对独立的虚拟空间中，不需要考虑别的程序。

　　1.2 可以访问比物理内存多的虚拟空间

　　理论上程序可以访问虚拟空间中的每一个地址，比如32位机器上一个程序可以访问4G的空间，即使实际的物理内存没有那么多。因为一个虚拟地址可以映射到物理内存，也可以映射到硬盘，或是其它设备，比如显卡的内存。从这个角度看，物理内存是当作了cache。为了达到这个效果，操作系统做了很多工作，比如将数据从硬盘空间取到内存，或是将内存放到硬盘里，一般这个操作叫做page in, page out，硬盘上存放虚拟空间内容的那个地方叫swap空间。

　　2. 虚拟地址和物理地址的映射

　　有了虚拟内存这一层，CPU上的指令访问的地址都是虚拟地址，而这些地址是需要在物理内存中真实存在的，这里就需要在虚拟地址和物理地址直接建立一个映射关系(应当是多对一的关系)，说白了就是一个整数集合到另一个整数集合的映射。

　　最简单的可以用一张表格来记录这个关系：T[vi] = pi, 其中vi, pi都是32位的整数.

　　如果对每一个可能的地址都要记录一下的话，这个表格占用的空间需要16G的空间。为了减小管理开销，将空间进行切分，一段连续的空间作为一个映射的单元，一般称为page。假设每页内存的大小为4k, 那么4G的空间就可以看作是1M个4K大小的page组成，那么映射表的大小需要4M，是不是好多了?

　　这个4M是对一个进程来说的，如果我有1k个进程，那么是不是需要4G的空间了呢?

　　4M可以映射整个空间，但如果我只需要访问其中很小的空间(比如32M)，是不是也一定要分配4M空间给映射表呢?

　　下面看看32位X86下的Linux是怎么做的，先上图，是不是看起来很熟悉?

　　这个图是从Intel的手册里rob来的(Intel 64 and IA-32 Architectures Software Developer’s Manual Volume 3A)。

　　虚拟地址到物理地址的转换，是CPU的核心功能之一，操作系统利用了CPU的功能。

　　下面是看图说话时间：

　　CR3 是一个寄存器，记录了页目录的地址，页目录可以存放1024个指针，指向1024张页表。虚拟地址的高10位决定了一个地址的映射是存放在哪个页表中的 (1024种可能). 页表中存了转换信息，每个页表存1024项，虚拟地址的bit[21..12]决定了它在页表中的地址，这样就可以定位到物理内存中的一页了，剩下的12 位则是页内偏移，这样就实现了虚拟地址到物理地址的转换。

　　页目录和每个页表的大小都是4k，而每一页内存也是4k，不知道这是否是一种巧合?

　　页表可以动态分配，只有需要访问的虚拟地址的映射关系才会存到页表里，这样如果我只需要访问一小部分空间时，并不需要分配1024张页表，只分配真正需要的页表就可以了。

　　由于每个物理内存页都是在4k的边界上开始的，页表和页目录里存的32位地址的低12位其实是不需要的，可以另做它用，比如做一些标记位。

　　so far so good。

　　但是，页目录和页表又是存在哪里的呢?里面的内容是怎么维护的呢?

　　页表和页目录显然也是存在物理内存中的，而且一个页表或页目录刚好对应一个物理的内存页，是不是很巧?

　　里面的内容是由操作系统维护的，对页表和页目录的操作也只不过是对内存的操作而已。

　　但是程序访问页表和页目录时，引用的是它们的虚拟地址，而这个虚拟地址是不是也要做一个到物理地址的转换呢?当初就是在个地方，我想破脑袋也想不明白到底是怎么回事。

　　其实，Intel CPU的分页机制，是需要手工开启的，在系统启动的时候，分页机制还没开启，这时程序访问的地址是物理地址，就是在这个时候，操作系统将页目录和页表初始化了一下，将从0开始的一段地址做了一个恒等映射。0 -> 0, 1 -> 1, …，然后才开启CPU的分页机制，将CR3指向页目录的起始地址。

　　实现页表初始化的几行代码在head.S文件里，大家一起欣赏一下吧：

　　//页表初始化

　　page_pde_offset = (__PAGE_OFFSET >> 20);

　　movl $pa(__brk_base), %edi //第一张页表的物理地址

　　movl $pa(swapper_pg_dir), %edx //页目录的物理地址

　　movl $PTE_IDENT_ATTR, %eax //页目录中项的标识位

　　10:

　　leal PDE_IDENT_ATTR(%edi),%ecx /* Create PDE entry */

　　movl %ecx,(%edx) /* Store identity PDE entry */

　　movl %ecx,page_pde_offset(%edx) /* Store kernel PDE entry */

　　addl $4,%edx //下一个页表项的地址

　　movl $1024, %ecx //每个页表有1024项需要初始化

　　11:

　　stosl //存到页表里，edi指向的地方

　　addl $0×1000,%eax

　　loop 11b //这个循环对每张页表都会循环1024次, edi会自增。

　　/*

　　* End condition: we must map up to the end + MAPPING_BEYOND_END.

　　*/

　　movl $pa(_end) + MAPPING_BEYOND_END + PTE_IDENT_ATTR, %ebp

　　cmpl %ebp,%eax

　　jb 10b

　　//开启分页机制

　　/*

　　* Enable paging

　　*/

　　movl $pa(swapper_pg_dir),%eax //页目录的地址

　　movl %eax,%cr3 /* set the page table pointer.. */

　　movl %cr0,%eax

　　orl $X86_CR0_PG,%eax //设置分页标识位。

　　movl %eax,%cr0 /* ..and set paging (PG) bit */

　　ljmp $__BOOT_CS,$1f /* Clear prefetch and normalize %eip */

　　3. 其它考虑

　　3.1

　　虚拟内存到物理内存的映射表，可以有其它的实现方法。

　　上面提到的32位的地址空间用了2级的映射表，如果地址空间扩展到64位，要如何实现?映射表要占用多少空间?

　　其实有一种数据结构叫做Hash表，Oracle的buffer cache，library cache都用到了这个，是否有CPU用这种方式的映射表?

　　3.2

　　地址转换消耗其实是比较大的，CPU有一个专门用来Cache映射表的TLB，用硬件实现，加速地址转换。Cache无所不在。

　　3.3

　　x86的cpu即支持分页，也支持分段，分页是分段基础上的分页，为了简化，上面没有提。

　　3.4

　　物理内存如何管理?最简单的可以对物理内存的每一页做个位图映射。

　　3.5

　　每个进程都有自己的页表，进程越多，页表占用的总的空间越多。

　　如果每个进程需要访问相同的物理内存，那么它们是否可以公用页表呢?

　　比如Oracle的SGA，需要访问SGA的进程可能成百上千(假设1k)，而SGA可能是相当大的(假设4G)，导致页表相当大(4M)，如果每个进程都要自己的页表，那么这些进程的页表占用的空间就要4G(1k*4M)，而其实它们的页表的内容应当是一样的，操作系统是否会对这种情况做一个优化呢?