操作系统 | 内存管理之虚拟内存和物理内存之间的转换【思维导图版】

下面是程序锅在寒假期间根据《现代操作系统原理和实现》做的一个思维导图，完整、详细、清晰的文字版本后头会出，因为自己也想出整一套出来。

以下内容是由 XMind 根据上述思维导图的内容自动转换而来。

虚拟地址和物理地址

CPU 地址翻译整体过程

• 在程序的执行过程中，CPU 会把应用程序所使用的虚拟地址通过 MMU 转换为物理地址（地址翻译），然后再使用物理内存来访问物理内存。

MMU

• MMU 是 CPU 内部的重要部件，负责虚拟地址到物理地址的转换。在使用虚拟内存的情况下，CPU 取指令时发出的是指令的虚拟地址，该虚拟地址会被 MMU 翻译成对应的物理地址。之后，包含该物理地址的内存读请求被发送到物理内存设备，然后物理内存设备把该物理地址对应的内容发送给 CPU。

• TLB（Translation Lookaside Buffer，转址旁路缓存）。

  • Motivation

    • 多级页表结构能够显著地压缩页表大小，但是会导致地址翻译时长的增加，具体来说就是，多级页表结构使得 MMU 在翻译虚拟地址的过程中需要依次查找多个页表中的页表项，一次地址翻译可能会导致多次物理内存访问。

  • 是什么

    • TLB 属于 MMU 内部的单元，主要用来加速地址翻译的过程。TLB 缓存了虚拟页号到物理页号的映射关系。

MMU 会使用虚拟页号去查询 TLB 中的缓存项，若找到则可直接获得对应的物理页号而不用再查询页表。TLB 能够直接完成地址翻译的过程称为 TLB 命中（TLB hit），反之则为 TLB 未命中（TLB miss）。

- 怎么实现

	- 一般来说，TLB 硬件采用分层的架构，分为 L1 和 L2 两层。其中 L1 分为数据 TLB 和指令 TLB，分别用于缓存数据和指令的地址翻译；L2 不区分数据和指令（也存在分类的设计）。TLB 能缓存的项是极其有限的。

- 架构实例

	- AArch64 和 x86-64 体系结构下 TLB 的地址翻译过程是由硬件（MMU）进行管理的，硬件规定了页表基地址的位置以及页表的内部结构，内核只需按照硬件规范来构造和配置页表。TLB 未命中时，硬件则通过页表基地址查询页表，找到对应的页表项，将其翻译结果填写到 TLB 中。若 TLB 已满，则根据硬件预定的策略替换掉某一项。

- TLB 刷新

	- 进程切换的时候，需要刷新 TLB 来保证 TLB 中内容与当前页表内容的一致性。
	- 架构实例

		- AArch64 提供了 ASID（Address Space IDentifier）功能

内核给不同的应用程序分配不同的 ASID 作为应用程序的身份标签，再将这个标签写入页表基地址寄存器中的空闲位（TTBR0_EL1 的高 16 位）。同时 TLB 中的缓存项也会包含 ASID 这个标签，这样就使得 TLB 中属于不同应用程序的缓存项被区分开了。因此，在切换页表的时候，不再需要清空 TLB 缓存项了。

但是，在修改页表内容之后，内核还是需要主动刷新 TLB 以保证 TLB 缓存和页表内容一致。在 AArch64 体系结构中提供了多种不同粒度的刷新 TLB 的指令（刷新全部 TLB、刷新指定 ASID 的 TLB、刷新指定虚拟地址的 TLB）。
- x86-64 提供了 PCID（Process Context IDentifier），与 ASID 类似

分段机制

• 基本思想

  • 内核以段（一段连续的物理内存）的形式管理/分配物理内存。虚拟地址空间由若干个不同大小的段组成，如代码段、数据段。

• 基本流程

  • 虚拟地址由两部分组成，一是段号，二是段内地址
  • 段表存储着虚拟地址空间中每一个分段的信息，包含段起始地址（物理内存中段的起始物理地址）和段长。
  • MMU 翻译过程中，会先通过段表基址寄存器找到段表的位置，然后开始翻译。

• 缺点

  • 虚拟内存被划分为不同段的，物理内存也是被划分为不同的段，所以会带来外部碎片，即在段与段之间留下碎片空间。

分页机制

• 基本思想

  • 应用程序的虚拟地址空间被划分为连续的、等长的虚拟页，物理内存也被划分为连续的、等长的物理页。虚拟页和物理页的页长固定且相等，从而使得操作系统能够很方便地为每个应用程序构造页表，即虚拟页到物理页的映射关系表。

• 基本流程

  • 虚拟地址由两部分组成，一是标识虚拟地址的虚拟页号，二是标识着虚拟地址的页内偏移量。
  • MMU 翻译过程中，会通过页表基地址寄存器找到应用程序所使用的页表，然后依此解析虚拟地址中的虚拟页号，找到页表中相应的条目，得到物理页号，之后物理页号中的物理页首地址+虚拟地址中的页内偏移就得到了最终的物理地址。
  • 页表的组织方式有两种，一是单级页表，这种页表需要每一项都存在（以虚拟页号作为索引的数组），所以会很消耗内存，二是多级页表，可以允许有些项不存在，消耗内存少

• 缺点

  • 内部碎片

• 实例

  • x86-64

    • x86-64 中，只提供了一个页表基地址寄存器，内核将自己映射到应用程序页表的高地址部分，所以在系统调用过程中也不用切换页表。

  • AArch64（四级页表）

    • AArch64 中，应用程序和操作系统使用不同的页表，不过由于硬件提供了 TTBR0_EL1 和 TTBR1_EL1 两个不同的页表基地址寄存器可供使用，所以系统调用过程不需要切换页表。