Unix/Linux编程：虚拟内存管理

ゝ一世哀愁。 2022-10-15 04:47 183阅读 0赞

Linux，像很多现代内核一样，采用了虚拟内粗管理技术。该技术利用了大多数程序的一个典型特征，即**访问局部性**，以求高效使用CPU和RAM(物理内存)资源。大多数程序都展现了两种类型的局部性：

*  **空间局部性**：是指程序倾向于访问在最近访问过的内存地址附近的内存（由于指令是顺序执行的，且有时会按顺序处理数据结构）
 *  **时间局部性**：是指程序倾向于在不久的将来再次访问最近刚访问  
    过的内存地址（由于循环）

正是由于访问局部性特性，使得程序即便仅有部分地址空间存在于RAM中，依然可能得以执行。

**虚拟内存的规划之一就是将每个程序使用的内存切割成小型的、固定大小的“页”(page)单元。相应的，将RAM划分成一系列与虚拟尺寸相同的叶帧。任意时刻，每个程序仅有部分页需要驻留在物理页帧中。这些页构成了所谓驻留集。程序未使用的页拷贝保存在交换区内------这是磁盘空间中的保留区域，作为计算机RAM的补充------仅在需要时才会载入物理内存。如果进程欲访问的页面目前并未驻留在物理内存中，将会发生页面错误(page fault)，内核即刻挂起进程的执行，同时从磁盘中将该页面载入内存**。

> 在 x86-32 中，页面大小为 4096 个字节。其他一些 Linux 实现使用的页面比 4096 个字节更大。例如，Alpha 使用的页面大小为 8192 个字节，IA-64 使用的页面大小是可变的，默认为 16384 个字节。程序可调用 sysconf(\_SC\_PAGESIZE)来获取系统虚拟内存的页面大小

为支持这一阻止方式，**内核需要为每个进程维护一张页表**(page table)，见下图。该页表描述了每页在进程虚拟地址空间（virtual address space）中的位置。页表中的**每个条目要么指出一个虚拟页面在RAM中的所在位置，要么表明其当前驻留在磁盘上**。  
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在进程虚拟地址空间中，并非所有的地址范围都需要页表条目。通常情况下，由于可能存在大段的虚拟地址空间并未投入使用，故而也无必要为其维护相应的页表条目。**如果进程试图访问的地址并无页表条目与之对应，那么进程收到一个SIGSEGV信号**。

由于内核能够为进程分配和释放页(和页表条目)，所以进程的有效虚拟地址范围在其生命周期中可以发生变化。这可能会发生于如下场景：

*  由于栈向下增长超出之前曾到达的位置。
 *  当在堆中分配和释放内存时，通过调用brk()、sbrk()、malloc函数族来提升program break的位置
 *  当调用shmat()连接System V共享内存区时，或者当调用shmdt()脱离共享内存区时
 *  当调用 mmap()创建内存映射时，或者当调用 munmap()解除内存映射时

> 虚拟内存的实现需要硬件中分页内存管理单元(PMMU)的支持。PMMU把要访问的每个虚拟内存地址转换成相应的物理内存地址，当特定虚拟内存地址所对应的页没有驻留在RAM中时，将以页面错误通知内核。

虚拟内存管理使进程的虚拟地址空间与RAM物理地址空间隔离开来，这带来很多优点

*  进程与进程、进程与内核相互隔离，所以一个进程不能读取或者修改另一个进程或内核的内存。这是因为每个进程的页条目指向RAM(或者交换区)中截然不同的物理页面组合
 *  适当情况下，两个或者更多进程能够共享内存。这是由于内核可以使不同进程的页表条目指向相同的RAM页。内存共享常发生于如下两种场景。
    
     *  指向同一程序的多个进程，可以共享一份(只读的)程序代码副本。当多个程序指向相同的程序文件(或者加载相同的共享库)时，会隐式的实现这一共享
     *  进程可以使用shmegt()和mmap()系统调用显式的请求与其他进程共享内存区。这样做是处于进程间通信的目的。
 *  便于实现内存保护机制。也就是说，可以对页表条目进程标记，以表示相关页面内容是可读、可写、可执行或者是这些保护措施的组合。多个进程共享RAM页面时，允许每个进程对内存采取不同的保护措施。比如，一个进程可能以只读方式访问某页面，而另一进程则以读写方式访问同一页面。
 *  程序员、编译器、链接器之类的无需关注程序在RAM中的内存布局
 *  因为虚拟驻留在内存中的仅仅是程序的一部分，所以程序的加载和运行都很快。而且，一个进程所占用的内存(也就是虚拟内存大小)能够超出RAM的容量

虚拟内存管理的最后一个优点是：由于每个进程使用的RAM减少了，RAM中同时也可以容纳的进程数量就增多了。这增大了如下事件的概率：在任一时刻，CPU 都可执行至少一个进程，因而往往也会提高 CPU 的利用率

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