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内存管理
内存抽象的演化过程
3.虚拟内存
使用之前的方法管理内存存在的问题：随着软件的发展，程序变得太大无法放入内存中；或单个程序可以放入，而多个程序一起则无法放入。
解决方法：覆盖技术(overlay)
程序启动时先加载overlay管理模块，它会马上加载程序的overlay0部分。之后覆盖原overlay0(内存中无更多空间)，或者在原overlay0的后面(有更多空间)，调入overlay1。以此往复。调入调出的操作还是要经过操作系统。
缺点：可以相互覆盖的overlay块需要由程序员来划分，耗时且容易出错。
虚拟内存的基本思想：把程序的地址空间分为叫做页(page)的多块，每个页是一段相邻的地址，这些页对应到物理内存中。在程序运行时，并非所有的页都要调入物理内存中。当程序访问地址空间时，如果访问的页已经在物理内存中，硬件会自动映射；如果不在，则陷入操作系统，将该页调入并重新执行。
每个进程都有自己的地址空间，虚拟内存是一种抽象，让进程感觉自己有足够的内存空间来运行，实际是通过操作系统不断地调入物理内存来实现。
(1)分页
程序生成的地址叫虚拟地址(virtual address)，虚拟地址形成的空间叫虚拟地址空间(virtual address space)。
在不使用虚拟内存技术时，这些虚拟地址被直接送入内存总线进行读写操作。在使用虚拟内存技术时，它们被送入内存管理单元(Memory Management Unit)，将虚拟地址转换为物理地址，再送入内存总线。
虚拟地址空间由大小相同的单元——页组成。在物理内存中对应的部分叫页框(page frame)。页和页框通常大小相同(一般为4KB),在内存和磁盘中的传输以页为单位。页的节点通过映射、未映射位表示是否存在于物理内存中。
如果访问的内存未映射，则MMU使CPU陷入操作系统(缺页中断)，操作系统挑选出一个很少使用的页并写回磁盘，置换出来，将页从磁盘中调入页框，并重新执行。
将虚拟地址分为页表入口地址/页号 (高位)和偏移地址 (低位)，通过页号在页表中找到物理地址中对应的页框，再通过偏移地址找到具体对应的页。在页大小为4K的情况下，只需要12bit的偏移地址就可以表示(内存作为硬件，基本单位是字节byte，212 byte = 4096 byte = 4KB)
(2)页表
页表的作用是对应虚拟页和内存中的页框。
页表单个节点的组成：页框号、是否映射标志位、读写保护位、修改位(Modified)、访问位(Reference)、是否缓存位(用于虚拟页映射设备寄存器)
磁盘上保存的未调入内存中的页，不是页表的一部分。因为页表是虚拟地址到物理地址映射的信息，而磁盘上的页是操作系统处理缺页异常的信息，而不是硬件需要的。
从某种角度，虚拟内存是基址-界限寄存器的进一步归纳概括(虚拟内存技术是先根据页框号找到物理内存中的页框，再根据偏移地址找到页)
(3)加速分页
分页系统的两大问题： a.从虚拟地址到物理地址的映射要快； b.随着虚拟地址的增大，页表也要增大。
A. 最简单的策略：由一系列的寄存器组成一张页表，每个虚拟页一个节点，全部放入寄存器中。进程运行时拷贝内存中的页表，调入即可。
优点：运行过程中进程不需要再访问内存中的页表
缺点：当页表非常大时，开销很大；每次上下文切换时载入整个页表，性能很差。
B. 另一种极端策略：页表全部放在内存中，仅有一个寄存器指向它的起始地址
缺点： 执行指令时需要多次访问内存，读取页表
C. 转换检测缓冲区 TLB(Translation Lookaside Buffer) / 快表
观察到的现象：大部分程序运行时访问的内存集中在一小部分页中，即一小部分页表节点被频繁读写，其它则很少。
TLB在MMU中，并由一些节点组成，每个节点包括虚拟页号、修改位、保护码(读、写、执行)、物理页框号、是否使用位。它们与内存中的页表一一对应(页表可以没有“虚拟页号”这一字段)
过程：
虚拟地址被送入MMU时，硬件首先检查虚拟页号是否在TLB中(可以通过特殊的硬件并行比较),如果有就不再查找，读写操作符合保护位的要求则可以继续；如果不在TLB中，则TLB会用新的查找记录取代一条旧的查找记录。当记录从TLB中清除时，修改位会写会内存的页表节点。
只有在要访问的页不在内存中时，才会陷入操作系统。TLB的管理和在TTLB中未找到的问题都由硬件MMU来处理。
软件管理TLB
在RISC的机器中，页的管理由软件进行。
操作系统预知接下来可能被访问的内存，并提前载入TLB。
当TLB的条目足够大时(64条)，TLB中找不到的情况就可以减少，由软件管理TLB的效率变得可以接收。而且可以简化MMU，让CPU有更多的空间来放置缓存和其它组件。
软件管理的TLB的问题：放置页表的页不在TLB中，由此会导致额外的TLB缺失错误(页在内存中的情况下)。
硬件管理TLB时，由MMU管理页表，在TLB中找不到对应的页，由MMU在页表中寻找，并更新原条目。软件管理TLB时，在TLB中找不到页，产生一个TLB缺页错误(正常)；再去页表中查找，发现存放页表的页也不在TLB中，再次产生TLB缺页错误(额外的)。
解决：
专门维护一个大的页表缓存，保存它们的页一直在TLB中
软失效(soft miss)：访问的页不在TLB中，但在内存中 => 更新TLB即可
硬失效(hard miss)：访问的页既不在TLB中，又不在内存中 => 从磁盘读取页，更新TLB
其它情况：
a. 页在内存中，但不在当前进程的页表中 => 重新在页表中映射 次要缺页错误(minor page fault)
b. 页必须要从磁盘读入 主要缺页错误 (major page fault)
c.程序访问了非法的地址 => 操作系统以段错误结束进程 段错误(segmentation fault)
(4) 大内存的页表 (管理巨大的虚拟地址空间)
A. 多级页表(Multilevel Page Tables)
32位的虚拟地址被分为10 + 10 + 12(212 = 4KB，一页的大小)，则总共会有210 * 210个。
根据不同区段的地址从顶级到低级依次找到对应的页。因为程序所需要的往往不是全部的页，因此分级之后，需要的就是顶级页表和下一级中的几个页表，其余的在顶级页表中用未映射位标识。
B. 反转页表(Inverted Page Tables)
最早被PowerPC，UltraSPARC，Itanium 采用。每个页表节点上对应一个页框，而不是对应虚拟地址空间。4GB的内存需要220个节点。
优点：当虚拟地址空间很大时(64位)，可以大大节省页表空间。
缺点：将虚拟地址映射为物理地址时十分困难(没法直接对应)，每次访问内存都要遍历页表。
解决：
a. 使用TLB
b. 用HashTable将在内存中映射过的、且hash值相同的虚拟页用hash表节点连起来。如果hash表节点足够多，就相当于页框节点与hash表节点一一对应。
反转页表在64位机器中很常见，因为即使单个页很大，仍然需要大量的页表节点。