- Linux虚拟内存
- 1. 如何处理虚拟地址和物理地址的关系
- 2. 分页虚拟地址和物理地址是如何映射的
- 3. 简单的分页缺陷
- 4. 段页式内存管理
对于32位处理器，虚拟内存空间为4G，每个进程都认为自己拥有4G的空间，实际上，在虚拟内存对应的物理空间上，可能只对应的一点点的物理内存。
进程得到的这4G虚拟内存是一个连续的地址空间（进程也是这么认为的），而实际上，它通常是被分隔成多个物理内存碎片，还有一部分存储在外部磁盘存储器上，在需要时进行数据交换。
由于存在两个内存地址，因此一个应用程序从编写到执行，需要进行两次映射。第一次是 映射到虚拟内存空间，第二次是 映射到物理内存空间。在计算机系统中，第二次映射的工作是由硬件和软件共同完成的。承担这个任务的 硬件部分叫做存储管理单元MMU，软件部分就是操作系统的内存管理模块。
1. 如何处理虚拟地址和物理地址的关系内存分页
分页就是把整个虚拟和物理内存切成一段段固定大小的空间，连续且尺寸固定的内存空间叫做页，Linux下每一页大小为4KB。虚拟内存和物理内存之间通过页表来映射。
当进程访问的虚拟地址在页表中查不到时，系统会产生一个缺页异常，进入系统内核空间分配物理内存、更新进程页表，最后再返回用户空间，恢复进程的运行。
- 采用了分页，那么释放的内存都是以页为单位释放的，也就不会产生无法给进程使用的小内存，解决了内存碎片的问题。
- 内存空间不足时，操作系统将正在运行的进程中，最近没使用的内存页面释放（暂时写入硬盘）需要的时候再加载进来。一次性只有少数的页，解决了交换效率低的问题。
- 分页使得我们在加载程序时，不用一次性加载到物理内存，可以只有在程序运行时，需要用到对应虚拟内存页里的指令和数据时，再加载到物理内存中。
虚拟地址分为：页号 和 页内偏移
页号作为页表的索引，页表包含物理页每页所在物理内存的基地址，这个基地址与页内偏移的组合就形成了物理内存地址。
3. 简单的分页缺陷空间上的缺陷：32位，单进程一个页4KB，虚拟内存4G，就有 2 20 2^{20} 220个页，一个页表项4个字节，结果是4GB空间映射需要 4 × 2 20 = 4 M B 4 times 2^{20}=4MB 4×220=4MB存储页表。多进程100，需要400MB。
以页表一定要覆盖全部虚拟地址空间，不分级的页表就需要有100多万个页表项来映射，二级分页则只需要1024个页表项（此时一级页表覆盖到了全部虚拟地址空间，二级页表在需要时创建）。
4. 段页式内存管理地址由段号、段内页号和页内位移三部分组成。
- 第一次访问段表，得到页表起始地址；
- 第二次访问页表，得到物理页号；
- 第三次将物理页号与页内位移组合，得到物理地址
可用软硬件相结合的方法实现段页式地址变换，这样虽然增加了硬件成本和系统开销，但提高了内存的利用率。
