从 MMU 看内存管理

本文主要是介绍从 MMU 看内存管理，对大家解决编程问题具有一定的参考价值，需要的程序猿们随着小编来一起学习吧！

在计算机早期的时候，计算机是无法将大于内存大小的应用装入内存的，因为计算机读写应用数据是直接通过总线来对内存进行直接操作的，对于写操作来说，计算机会直接将地址写入内存；对于读操作来说，计算机会直接读取内存的数据。

但是随着软件的不断膨胀和移动应用的到来，一切慢慢变了。

我们想要手机既能够运行微信，同时又能够运行 QQ 音乐，还希望能够聊微博、刷知乎以及看股票。如果我们的手机内存只有 1G，那么显然是无法满足这些应用的，因为微信的后台程序都占用 1G 多内存了。那么就会有人说，把内存容量提高不就行了吗？这句话看似没错，但是内存的造价成本非常昂贵，而且内存的容量是永远追不上应用程序所占用的容量的，把所有应用程序直接堆入内存也只是饮鸩止渴，因为即使是多核线程持续不断的进行计算，也会存在性能瓶颈。

客户都是难搞的，我们并不希望正在使用微信，而后台却运行一些其他没有必要的应用，比如说旅游软件、邮箱等。所以站在用户的角度上来说，线程切换到这些应用上是完全没有必要的。

基于上述这些考量，工程师们认为一直扩大内存容量并不能解决根本问题。

就像是软件架构一样，盲目追求高性能并不一定可取，需要同时兼顾 CAP 的各个原则。

后来，提出了一种虚拟内存（virtual memory）思想，虚拟内存是操作系统的一种抽象，虚拟内存的主要思想是：每个程序都有自己的地址空间，程序间的地址空间彼此不可见，我们的程序首先要先运行在虚拟内存中，虚拟内存会分为多个块，每个块称为一页或者页面（page），每一页有连续的地址范围，这些页会被映射到物理内存，当程序引用到一部分在物理内存的地址空间时，会由硬件完成对应的映射过程，当程序引用到不在物理内存的地址空间时，由操作系统负责将缺失（不在内存）的部分装入物理内存并重新执行。

虚拟内存系统是一种管理和分配程序虚拟内存的程序，在使用虚拟内存的情况下，虚拟地址不会直接映射到物理内存中，而是会直接输送到内存管理单元（Memory Management Unit，MMU），由 MMU 将虚拟地址映射为物理内存地址。执行这个映射过程的技术就叫做分页（paging）。

MMU 是一块单独的芯片，它可以独立存在，不过现代 OS 都把它内置在了 CPU 中。

但是，映射到物理内存的哪个位置？映射的规则又是什么？

实际上，物理内存的划分其实和虚拟内存是一样的，在物理内存中，也会被划分为一个个的页框（page frame），页框是内存所划分的存储单元，与虚拟内存中的页所不同的是，页框是主存中的物理属性，而页面只是一种虚拟的抽象表示。页面和页框的存储大小通常是一样的，一般是 4KB。

通过 MMU 的帮助，可以有效的将虚拟地址映射到物理内存地址，这也就是说，页面可以和页框进行合理的映射。但是这并没有解决虚拟地址空间比物理内存空间大的这个问题。当 CPU 进行数据写入时，MMU 会判断数据写入的页面是否已经映射到页框中，如果没有映射的话，CPU 会陷入（trap）到操作系统，这个陷入的过程称为缺页中断或者叫做缺页错误（page fault）。

之后，操作系统会找到一个空闲的页框并将它的内容写入到页框中（这个页框其实是在磁盘中，因为操作系统不会一次性把所有的页框都加载到内存中，而是按需加入），然后修改页框和页面的映射关系，再重新启动 trap 陷入的指令。

上面说到，MMU 会判断数据写入的页面是否已经映射到了页框中，这个是如何判断的呢？

实际上，MMU 中有一个叫做页表（page table）的结构，这个页表就记录了页面和页框的映射关系，上面所聊到修改页框和页面的映射关系，实际上就是修改页表中的一个在/不在位的数据项，关于页表的结构，我们后面回说。

下面来看一下页面和页框的映射关系图。

根据页面中的页表索引可以找到对应的页表号，根据页表中的页框索引可以找到页框号，这种映射关系就很类似计算机网络中的路由表（记录各个数据转发路径）。从数学的角度来讲，可以把页表看做是一个函数，它的参数是页表索引（通常也叫做虚拟页号），结果是页框号，通过这个函数可以将虚拟地址中的虚拟页面转换成页框号，然后形成物理地址。

这里强调一点：如果在/不在位是 0 的话，说明该页面和页框没有存在映射关系，此时就会直接引起操作系统陷入，由操作系统找到对应的页框执行写入，写入完成后修改页面和页框的映射关系，然后回到引起陷入的位置继续执行。

上面提到了页表是记录页面和页框映射关系的一个结构，下面我们就来聊一下页表项的结构。不同机器的页表结构是不一样的，但是大多数页表项都具有下面这个结构。

对于页表项这个结构来说，最重要的就是页框号，页框号相当于是页表的身份证，这就跟我们的身份证一样，所以非常重要。

• 在/不在位我们上面聊过了，这个位就是判断页面和页框有没有进行映射的一项。
• 保护位指出在这个页面上允许什么样的类型访问，是读还是写，一般读是 1，写是 0 ，这是一位的形式，不过还有另外一种形式，是三位，分别对应读、写、执行。
• 修改位 用于判断这个页面是否被修改过，在对页面进行写入时会自动设置修改位，如果一个页面已经被修改过，那么必须将它写会磁盘，我们可以认为这个页面是一个脏页。
• 无论读写，都会设置访问位，访问位的意义用来让操作系统淘汰页面所用，没有访问过的页面要比多次访问的页面更容易被淘汰，访问位在页面置换算法中非常有用。
• 缓存位用于判断是否禁用高速缓存，有的时候 CPU 需要读取最新的用户输入，而不是从高速缓存中读取已有的数据。

聊完页表之后，我们来回顾一下页面到页框的映射过程（上面有写，这里不再阐述了）

思考过后，你会发现，页面到页框的映射过程比较繁琐，又是检索页面、又是操作系统切换、又是内存和磁盘的交互，想必这部分的性能容易出现问题，所以提升这部分的性能就成为了优先级比较高的一个课题。

我们知道，这个映射过程主要是在 MMU 中完成的，所以能不能加快虚拟地址到物理地址的映射速度呢？，而且很多操作系统的虚拟地址空间往往很大，所以需要的页表也会越来越大，那么如何处理日益剧增的页表呢？

首先我们要聊一下的就是如何加快虚拟地址到物理地址的映射速度，加快映射速度有两种方式，一种是使用硬件进行加速，一种是使用软件进行加速。

经过多年的研究表明，大多数程序会对少量的页面进行多次访问，而不会对大量的页面进行多次访问或者访问次数大差不差，因此，只有极少数的页表会被频繁访问，而大多数页面却照顾不到。由于这种局部性原理，使用硬件的方式是设置一个转换检测缓冲区（TLB），它能够直接将虚拟地址映射成为物理地址，而不必再访问页表。

TLB 又叫做快表或者相联存储器。

TLB 可以放在 CPU 和 CPU 缓存（CPU cache）之间，用于缓存虚拟地址，TLB 可以放在 CPU 和 内存之间，用于缓存物理地址，但是一般缓存虚拟地址比较常见，由此可见，TLB 相当于是又多加了一个缓存层。

虚拟页面在 TLB 中

当一个数据的虚拟地址交由 MMU 进行转换时，MMU 首先会将这个虚拟地址和 TLB 中缓存的虚拟地址进行匹配，判断虚拟地址所在的页面是否被缓存，如果已经缓存，就会访问 TLB（这里有个前提就是判断访问位）将虚拟页面对应的页框号取出，而不必再访问页表。

虚拟页面不在 TLB 中

如果 MMU 没有检测到虚拟地址所在的页面，就说明没有查询到匹配项，就会走页表访问，通过页表查询到物理地址后，会从 TLB 中淘汰一个页面，用新找到的页面进行替换。

虽然内置一个硬件 TLB 能够加快虚拟地址到物理地址的映射速度，不过现代 os 大多数都是使用软件 TLB 来实现这个加速过程的，使用软件 TLB 就意味着不再使用硬件，转而拥抱操作系统。

这也就是说，当发生 TLB 失效时，不再是通过 MMU 到页表中查询，而是生成一个 TLB 失效并交给操作系统来解决。失效会有两种发生的可能性：当要访问的页面在内存中时，这种失效叫做软失效，软失效比较好处理，找到该页面然后直接更新 TLB 中对应的项即可。当要访问的页面不再内存中时，这种失效叫做硬失效，硬失效涉及磁盘访问，页面调入，硬失效的处理时间往往是软失效的几百万倍。

上述都是理想情况下的失效，但实际情况下会存在既不是软失效也不是硬失效的情况。当程序访问一个非法地址时，根本不需要向 TLB 更新映射，此时 os 会直接报告段错误来终止程序，这种缺页属于程序错误；而软失效通常称为次要缺页错误，硬失效称为严重缺页错误。

解决完第一个问题之后，我们再来看第二个问题，即如何处理日益剧增的页表呢？

一般有两种处理方式，使用多级页表和倒排页表。

第一种方案是使用多级页表，下面是一个例子

32 位的虚拟地址被划分为 10 位的 PT1 域，10 位的 PT2 域，还有 12 位的 Offset 域。因为偏移量是 12 位，所以页面大小是 4 KB，公有 2^20 次方个页面。

引入多级页表的原因是避免把全部页表一直保存在内存中。不需要的页表就不应该保留。

多级页表是一种分页方案，它由两个或多个层次的分页表组成，也称为分层分页。级别1（level 1）页面表的条目是指向级别 2（level 2） 页面表的指针，级别2页面表的条目是指向级别 3（level 3） 页面表的指针，依此类推。最后一级页表存储的是实际的信息。

下面是一个二级页表的工作过程

在最左边是顶级页表，它有 1024 个表项，对应于 10 位的 PT1 域。当一个虚拟地址被送到 MMU 时，MMU 首先提取 PT1 域并把该值作为访问顶级页表的索引。因为整个 4 GB （即 32 位）虚拟地址已经按 4 KB 大小分块，所以顶级页表中的 1024 个表项的每一个都表示 4M 的块地址范围。

由索引顶级页表得到的表项中含有二级页表的地址或页框号。顶级页表的表项 0 指向程序正文的页表，表项 1 指向含有数据的页表，表项 1023 指向堆栈的页表，其他的项（用阴影表示）表示没有使用。现在把 PT2 域作为访问选定的二级页表的索引，以便找到虚拟页面的对应页框号。

针对分页层级结构中不断增加的替代方法是使用倒排页表(inverted page tables)。采用这种解决方案的有 PowerPC、UltraSPARC 和 Itanium。在这种设计中，实际内存中的每个页框对应一个表项，而不是每个虚拟页面对应一个表项。

虽然倒排页表节省了大量的空间，但是它也有自己的缺陷：那就是从虚拟地址到物理地址的转换会变得很困难。当进程 n 访问虚拟页面 p 时，硬件不能再通过把 p 当作指向页表的一个索引来查找物理页。而是必须搜索整个倒排表来查找某个表项。另外，搜索必须对每一个内存访问操作都执行一次，而不是在发生缺页中断时执行。

解决这一问题的方式时使用 TLB。当发生 TLB 失效时，需要用软件搜索整个倒排页表。一个可行的方式是建立一个散列表，用虚拟地址来散列。当前所有内存中的具有相同散列值的虚拟页面被链接在一起。如下图所示

如果散列表中的槽数与机器中物理页面数一样多，那么散列表的冲突链的长度将会是 1 个表项的长度，这将会大大提高映射速度。一旦页框被找到，新的（虚拟页号，物理页框号）就会被装在到 TLB 中。

总结

这篇文章我从 MMU 这个知识点进行切入，来为你展开了操作系统中的虚拟地址的概念，操作系统是如何处理日益增加的地址空间的，以及内存管理面临的挑战，如何优化等。

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原文链接：从 MMU 看内存管理

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