基於《CSAPP第九章 虛擬內存》的思考和總結
- 2021 年 12 月 7 日
- 筆記
在csapp的描述中，虛擬內存的形象更加具化，虛擬內存被組織為一個由存放在磁盤上的N個連續的位元組大小的單元組成的數組，內存充當了磁盤的緩存，粗呢內存的許多概念與SRAM緩存是相似的。虛擬頁面有以下三種狀態：
- 未分配（pte的有效位為0，且pte的地址段為空）
- 未緩存（pte的有效位為0，且pte的地址段指向磁盤的某一位置）
- 已緩存（pte的有效位為1，且pte的地址段指向內存的某一位置）
這是將物理地址的範圍擴大到除了內存之外，還包含磁盤。虛擬地址照常根據MMU進行多級頁錶轉換，得到的地址可能是物理頁號（內存中）或者磁盤地址。虛擬內存系統是虛擬地址的擴展應用。
在xv6系統和JOS系統中，並沒有使用到磁盤上的虛擬內存，MMU得到的結果始終在內存上，否則就是缺頁，在內存上分配新的頁面，並無磁盤的利用。推測應該使用swap交換區來實現。
當操作系統調用malloc分配一個新的虛擬內存頁的時候，首先會在磁盤上創建空間，並更新PTE。
在磁盤和內存之間傳送頁面的活動稱為交換（swapping）或者頁面調度，分為換入和換出。頁面調度通常發生在有不命中發生的時候，這叫做按需頁面調度。也可以通過預測的方式提前將可能用到的頁面調入內存，這就有點像分支預測，但通常不被使用，可能是因為比起分支預測的懲罰，頁面調度失敗的代價比較大。由於程序的局部性，頁面調度可能不需要頻繁發生，如果工作集的大小超過了物理內存的大小，就不可避免地會發生頻繁的換入換出，這種狀態稱為抖動，會大大影響程序的性能。不管虛擬地址翻譯的結果在不在磁盤，最終cpu都要從內存讀數據，因此如果不在內存，有效位會是0，發生正常的缺頁，進行頁面調度，如果內存已滿，則要根據一些策略選擇換出頁面，這裡還涉及到像緩存里相似的直寫和寫回的選擇。
【缺頁異常可能有三種原因】
- 段錯誤，訪問一個不存在的頁面；
- 正常缺頁，則進行頁面調度，然後重新執行；
- 保護異常，違反了頁面的權限許可，返回錯誤碼即可。
此外，pte上不止有有效位，還有各種標誌位，控制了不同程序對頁面的訪問和讀寫權限。正因為此，我們說虛擬內存可以更好地管理內存。
【關於共享內存】
比如圖中的PP6，操作系統對共享內存的控制是：不允許進程修改任何與其他進程共享的虛擬頁面，除非所有的共享者都顯式地允許它這麼做。
在Copy-On-Write中，當需要寫一段共享內存的時候，會將這段內存在另一個內存區域複製出副本，此時便不再是共享的內存，不必受到共享內存的限制。在其它情況下，如果要寫共享內存，則需要對共享者之間的進程通信，得到所有進程的允許信號後才寫入。
【由共享內存，可以擴展到C++多線程編程中的共享對象】
進程與線程的區別是，不同進程有不同的頁表基地址，不容易出現共享內存，而線程作為一個進程內的子單元，使用同樣的頁表基地址，內存都是共享的。（在xv6實驗multithreading中，提到linux對多線程的支持，待總結。）當一個對象被多個線程同時使用的時候，常常採用加鎖的方式、或者shared_ptr/weak_ptr這種智能指針的方式保證數據讀寫安全，尤其是對象析構時期的安全，此時，這段共享內存的安全讀寫需要另一段內存里的對象的鎖成員，或者棧上的智能指針來保護，這些都是在用戶進程中顯式約定的，而不是由OS控制。
【虛擬地址到物理地址的翻譯過程】
虛擬內存的映射和高速緩存比較相似，那麼虛擬內存和高速緩存是怎麼結合，共同為CPU提供數據服務的呢？
答案是，CPU查找數據的時候，首先去cache中查找，cache查找失敗的話，也是先從內存load到cache中，總之是一定經過cache的，這樣的緩存原理也可以解釋為什麼近期瀏覽的網頁記錄丟失的話，可以從緩存里找到蹤跡，因為近期訪問過的內存都會存入緩存。
除了cache高速緩存之外，為了讓cpu更快地訪問內存，還有第二個措施，就是TLB快表。cache緩存的是物理地址對應的數據，快表緩存的是虛擬地址對應的物理地址，存放於MMU中，與處理器同在CPU芯片內。
