操作系统内存的详细资料讲解分析

主存（RAM） 是一件非常重要的资源，必须要认真对待内存。虽然目前大多数内存的增长速度要比 IBM 7094 要快的多，但是，程序大小的增长要比内存的增长还快很多。不管存储器有多大，程序大小的增长速度比内存容量的增长速度要快的多。下面我们就来探讨一下操作系统是如何创建内存并管理他们的。

经过多年的研究发现，科学家提出了一种 分层存储器体系（memory hierarchy），下面是分层体系的分类

位于顶层的存储器速度最快，但是相对容量最小，成本非常高。层级结构向下，其访问速度会变慢，但是容量会变大，相对造价也就越便宜。（所以个人感觉相对存储容量来说，访问速度是更重要的）

操作系统中管理内存层次结构的部分称为内存管理器（memory manager），它的主要工作是有效的管理内存，记录哪些内存是正在使用的，在进程需要时分配内存以及在进程完成时回收内存。所有现代操作系统都提供内存管理。

下面我们会对不同的内存管理模型进行探讨，从简单到复杂，由于最低级别的缓存是由硬件进行管理的，所以我们主要探讨主存模型和如何对主存进行管理。

无存储器抽象

最简单的存储器抽象是无存储器。早期大型计算机（20 世纪 60 年代之前），小型计算机（20 世纪 70 年代之前）和个人计算机（20 世纪 80 年代之前）都没有存储器抽象。每一个程序都直接访问物理内存。当一个程序执行如下命令：

MOV REGISTER1， 1000

计算机会把位置为 1000 的物理内存中的内容移到 REGISTER1 中。因此呈现给程序员的内存模型就是物理内存，内存地址从 0 开始到内存地址的最大值中，每个地址中都会包含一个 8 位位数的内存单元。

所以这种情况下的计算机不可能会有两个应用程序同时在内存中。如果第一个程序向内存地址 2000 的这个位置写入了一个值，那么此值将会替换第二个程序 2000 位置上的值，所以，同时运行两个应用程序是行不通的，两个程序会立刻崩溃。

不过即使存储器模型就是物理内存，还是存在一些可变体的。下面展示了三种变体

在上图 a 中，操作系统位于 RAM（Random Access Memory） 的底部，或像是图 b 一样位于 ROM（Read-Only Memory） 顶部；而在图 c 中，设备驱动程序位于顶端的 ROM 中，而操作系统位于底部的 RAM 中。图 a 的模型以前用在大型机和小型机上，但现在已经很少使用了；图 b 中的模型一般用于掌上电脑或者是嵌入式系统中。第三种模型就应用在早期个人计算机中了。ROM 系统中的一部分成为 BIOS （Basic Input Output System）。模型 a 和 c 的缺点是用户程序中的错误可能会破坏操作系统，可能会导致灾难性的后果。

按照这种方式组织系统时，通常同一个时刻只能有一个进程正在运行。一旦用户键入了一个命令，操作系统就把需要的程序从磁盘复制到内存中并执行；当进程运行结束后，操作系统在用户终端显示提示符并等待新的命令。收到新的命令后，它把新的程序装入内存，覆盖前一个程序。

在没有存储器抽象的系统中实现并行性一种方式是使用多线程来编程。由于同一进程中的多线程内部共享同一内存映像，那么实现并行也就不是问题了。但是这种方式却并没有被广泛采纳，因为人们通常希望能够在同一时间内运行没有关联的程序，而这正是线程抽象所不能提供的。

运行多个程序

但是，即便没有存储器抽象，同时运行多个程序也是有可能的。操作系统只需要把当前内存中所有内容保存到磁盘文件中，然后再把程序读入内存即可。只要某一时刻内存只有一个程序在运行，就不会有冲突的情况发生。

在额外特殊硬件的帮助下，即使没有交换功能，也可以并行的运行多个程序。IBM 360 的早期模型就是这样解决的

System/360是 IBM 在1964年4月7日，推出的划时代的大型电脑，这一系列是世界上首个指令集可兼容计算机。

在 IBM 360 中，内存被划分为 2KB 的区域块，每块区域被分配一个 4 位的保护键，保护键存储在 CPU 的特殊寄存器（SFR）中。一个内存为 1 MB 的机器只需要 512 个这样的 4 位寄存器，容量总共为 256 字节 （这个会算吧） PSW（Program Status Word， 程序状态字） 中有一个 4 位码。一个运行中的进程如果访问键与其 PSW 中保存的码不同，360 硬件会捕获这种情况。因为只有操作系统可以修改保护键，这样就可以防止进程之间、用户进程和操作系统之间的干扰。

这种解决方式是有一个缺陷。如下所示，假设有两个程序，每个大小各为 16 KB

从图上可以看出，这是两个不同的 16KB 程序的装载过程，a 程序首先会跳转到地址 24，那里是一条 MOV 指令，然而 b 程序会首先跳转到地址 28，地址 28 是一条 CMP 指令。这是两个程序被先后加载到内存中的情况，假如这两个程序被同时加载到内存中并且从 0 地址处开始执行，内存的状态就如上面 c 图所示，程序装载完成开始运行，第一个程序首先从 0 地址处开始运行，执行 JMP 24 指令，然后依次执行后面的指令（许多指令没有画出），一段时间后第一个程序执行完毕，然后开始执行第二个程序。第二个程序的第一条指令是 28，这条指令会使程序跳转到第一个程序的 ADD 处，而不是事先设定好的跳转指令 CMP，由于这种不正确访问，可能会造成程序崩溃。

上面两个程序的执行过程中有一个核心问题，那就是都引用了绝对物理地址，这不是我们想要看到的。我们想要的是每一个程序都会引用一个私有的本地地址。IBM 360 在第二个程序装载到内存中的时候会使用一种称为 静态重定位（static relocation） 的技术来修改它。它的工作流程如下：当一个程序被加载到 16384 地址时，常数 16384 被加到每一个程序地址上（所以 JMP 28会变为JMP 16412 ）。虽然这个机制在不出错误的情况下是可行的，但这不是一种通用的解决办法，同时会减慢装载速度。更近一步来讲，它需要所有可执行程序中的额外信息，以指示哪些包含（可重定位）地址，哪些不包含（可重定位）地址。毕竟，上图 b 中的 JMP 28 可以被重定向（被修改），而类似 MOV REGISTER1，28 会把数字 28 移到 REGISTER 中则不会重定向。所以，装载器（loader）需要一定的能力来辨别地址和常数。

一种存储器抽象：地址空间

把物理内存暴露给进程会有几个主要的缺点：第一个问题是，如果用户程序可以寻址内存的每个字节，它们就可以很容易的破坏操作系统，从而使系统停止运行（除非使用 IBM 360 那种 lock-and-key 模式或者特殊的硬件进行保护）。即使在只有一个用户进程运行的情况下，这个问题也存在。

第二点是，这种模型想要运行多个程序是很困难的（如果只有一个 CPU 那就是顺序执行）。在个人计算机上，一般会打开很多应用程序，比如输入法、电子邮件、浏览器，这些进程在不同时刻会有一个进程正在运行，其他应用程序可以通过鼠标来唤醒。在系统中没有物理内存的情况下很难实现。

地址空间的概念

如果要使多个应用程序同时运行在内存中，必须要解决两个问题：保护和 重定位。我们来看 IBM 360 是如何解决的：第一种解决方式是用保护密钥标记内存块，并将执行过程的密钥与提取的每个存储字的密钥进行比较。这种方式只能解决第一种问题（破坏操作系统），但是不能解决多进程在内存中同时运行的问题。

还有一种更好的方式是创造一个存储器抽象：地址空间（the address space）。就像进程的概念创建了一种抽象的 CPU 来运行程序，地址空间也创建了一种抽象内存供程序使用。地址空间是进程可以用来寻址内存的地址集。每个进程都有它自己的地址空间，独立于其他进程的地址空间，但是某些进程会希望可以共享地址空间。

基址寄存器和变址寄存器

最简单的办法是使用动态重定位（dynamic relocation）技术，它就是通过一种简单的方式将每个进程的地址空间映射到物理内存的不同区域。从 CDC 6600（世界上最早的超级计算机）到 Intel 8088（原始 IBM PC 的核心）所使用的经典办法是给每个 CPU 配置两个特殊硬件寄存器，通常叫做基址寄存器（basic register）和变址寄存器（limit register）。当使用基址寄存器和变址寄存器时，程序会装载到内存中的连续位置并且在装载期间无需重定位。当一个进程运行时，程序的起始物理地址装载到基址寄存器中，程序的长度则装载到变址寄存器中。在上图 c 中，当一个程序运行时，装载到这些硬件寄存器中的基址和变址寄存器的值分别是 0 和 16384。当第二个程序运行时，这些值分别是 16384 和 32768。如果第三个 16 KB 的程序直接装载到第二个程序的地址之上并且运行，这时基址寄存器和变址寄存器的值会是 32768 和 16384。那么我们可以总结下

基址寄存器：存储数据内存的起始位置

变址寄存器：存储应用程序的长度。

每当进程引用内存以获取指令或读取、写入数据时，CPU 都会自动将基址值添加到进程生成的地址中，然后再将其发送到内存总线上。同时，它检查程序提供的地址是否大于或等于变址寄存器 中的值。如果程序提供的地址要超过变址寄存器的范围，那么会产生错误并中止访问。这样，对上图 c 中执行 JMP 28 这条指令后，硬件会把它解释为 JMP 16412，所以程序能够跳到 CMP 指令，过程如下

使用基址寄存器和变址寄存器是给每个进程提供私有地址空间的一种非常好的方法，因为每个内存地址在送到内存之前，都会先加上基址寄存器的内容。在很多实际系统中，对基址寄存器和变址寄存器都会以一定的方式加以保护，使得只有操作系统可以修改它们。在 CDC 6600 中就提供了对这些寄存器的保护，但在 Intel 8088 中则没有，甚至没有变址寄存器。但是，Intel 8088 提供了许多基址寄存器，使程序的代码和数据可以被独立的重定位，但是对于超出范围的内存引用没有提供保护。

所以你可以知道使用基址寄存器和变址寄存器的缺点，在每次访问内存时，都会进行 ADD 和 CMP 运算。CMP 指令可以执行的很快，但是加法就会相对慢一些，除非使用特殊的加法电路，否则加法因进位传播时间而变慢。

交换技术

如果计算机的物理内存足够大来容纳所有的进程，那么之前提及的方案或多或少是可行的。但是实际上，所有进程需要的 RAM 总容量要远远高于内存的容量。在 Windows、OS X、或者 Linux 系统中，在计算机完成启动（Boot）后，大约有 50 - 100 个进程随之启动。例如，当一个 Windows 应用程序被安装后，它通常会发出命令，以便在后续系统启动时，将启动一个进程，这个进程除了检查应用程序的更新外不做任何操作。一个简单的应用程序可能会占用 5 - 10MB 的内存。其他后台进程会检查电子邮件、网络连接以及许多其他诸如此类的任务。这一切都会发生在第一个用户启动之前。如今，像是 Photoshop 这样的重要用户应用程序仅仅需要 500 MB 来启动，但是一旦它们开始处理数据就需要许多 GB 来处理。从结果上来看，将所有进程始终保持在内存中需要大量内存，如果内存不足，则无法完成。

所以针对上面内存不足的问题，提出了两种处理方式：最简单的一种方式就是交换（swapping）技术，即把一个进程完整的调入内存，然后再内存中运行一段时间，再把它放回磁盘。空闲进程会存储在磁盘中，所以这些进程在没有运行时不会占用太多内存。另外一种策略叫做虚拟内存（virtual memory），虚拟内存技术能够允许应用程序部分的运行在内存中。下面我们首先先探讨一下交换

交换过程

下面是一个交换过程

刚开始的时候，只有进程 A 在内存中，然后从创建进程 B 和进程 C 或者从磁盘中把它们换入内存，然后在图 d 中，A 被换出内存到磁盘中，最后 A 重新进来。因为图 g 中的进程 A 现在到了不同的位置，所以在装载过程中需要被重新定位，或者在交换程序时通过软件来执行；或者在程序执行期间通过硬件来重定位。基址寄存器和变址寄存器就适用于这种情况。

交换在内存创建了多个 空闲区（hole），内存会把所有的空闲区尽可能向下移动合并成为一个大的空闲区。这项技术称为内存紧缩（memory compaction）。但是这项技术通常不会使用，因为这项技术回消耗很多 CPU 时间。例如，在一个 16GB 内存的机器上每 8ns 复制 8 字节，它紧缩全部的内存大约要花费 16s。

有一个值得注意的问题是，当进程被创建或者换入内存时应该为它分配多大的内存。如果进程被创建后它的大小是固定的并且不再改变，那么分配策略就比较简单：操作系统会准确的按其需要的大小进行分配。

但是如果进程的 data segment 能够自动增长，例如，通过动态分配堆中的内存，肯定会出现问题。这里还是再提一下什么是 data segment 吧。从逻辑层面操作系统把数据分成不同的段（不同的区域）来存储：

代码段（codesegment/textsegment）：

又称文本段，用来存放指令，运行代码的一块内存空间

此空间大小在代码运行前就已经确定

内存空间一般属于只读，某些架构的代码也允许可写

在代码段中，也有可能包含一些只读的常数变量，例如字符串常量等。

数据段（datasegment）：

可读可写

存储初始化的全局变量和初始化的 static 变量

数据段中数据的生存期是随程序持续性（随进程持续性）随进程持续性：进程创建就存在，进程死亡就消失

bss段（bsssegment）：

可读可写

存储未初始化的全局变量和未初始化的 static 变量

bss 段中数据的生存期随进程持续性

bss 段中的数据一般默认为0

rodata段：

只读数据比如 printf 语句中的格式字符串和开关语句的跳转表。也就是常量区。例如，全局作用域中的 const int ival = 10，ival 存放在 .rodata 段；再如，函数局部作用域中的 printf（“Hello world %d ”， c）; 语句中的格式字符串 “Hello world %d ”，也存放在 .rodata 段。

栈（stack）：

可读可写

存储的是函数或代码中的局部变量（非 static 变量）

栈的生存期随代码块持续性，代码块运行就给你分配空间，代码块结束，就自动回收空间

堆（heap）：

可读可写

存储的是程序运行期间动态分配的 malloc/realloc 的空间

堆的生存期随进程持续性，从 malloc/realloc 到 free 一直存在

下面是我们用 Borland C++ 编译过后的结果

_TEXT segment dword public use32 ‘CODE’_TEXT ends_DATA segment dword public use32 ‘DATA’_DATA ends_BSS segment dword public use32 ‘BSS’_BSS ends

段定义（ segment ） 是用来区分或者划分范围区域的意思。汇编语言的 segment 伪指令表示段定义的起始，ends 伪指令表示段定义的结束。段定义是一段连续的内存空间

所以内存针对自动增长的区域，会有三种处理方式

如果一个进程与空闲区相邻，那么可把该空闲区分配给进程以供其增大。

如果进程相邻的是另一个进程，就会有两种处理方式：要么把需要增长的进程移动到一个内存中空闲区足够大的区域，要么把一个或多个进程交换出去，已变成生成一个大的空闲区。

如果一个进程在内存中不能增长，而且磁盘上的交换区也满了，那么这个进程只有挂起一些空闲空间（或者可以结束该进程）

上面只针对单个或者一小部分需要增长的进程采用的方式，如果大部分进程都要在运行时增长，为了减少因内存区域不够而引起的进程交换和移动所产生的开销，一种可用的方法是，在换入或移动进程时为它分配一些额外的内存。然而，当进程被换出到磁盘上时，应该只交换实际上使用的内存，将额外的内存交换也是一种浪费，下面是一种为两个进程分配了增长空间的内存配置。

如果进程有两个可增长的段，例如，供变量动态分配和释放的作为堆（全局变量）使用的一个数据段（data segment），以及存放局部变量与返回地址的一个堆栈段（stack segment），就如图 b 所示。在图中可以看到所示进程的堆栈段在进程所占内存的顶端向下增长，紧接着在程序段后的数据段向上增长。当增长预留的内存区域不够了，处理方式就如上面的流程图（data segment 自动增长的三种处理方式）一样了。

空闲内存管理

在进行内存动态分配时，操作系统必须对其进行管理。大致上说，有两种监控内存使用的方式

位图（bitmap）

空闲列表（free lists）

下面我们就来探讨一下这两种使用方式

使用位图的存储管理

使用位图方法时，内存可能被划分为小到几个字或大到几千字节的分配单元。每个分配单元对应于位图中的一位，0 表示空闲， 1 表示占用（或者相反）。一块内存区域和其对应的位图如下

图 a 表示一段有 5 个进程和 3 个空闲区的内存，刻度为内存分配单元，阴影区表示空闲（在位图中用 0 表示）；图 b 表示对应的位图；图 c 表示用链表表示同样的信息

分配单元的大小是一个重要的设计因素，分配单位越小，位图越大。然而，即使只有 4 字节的分配单元，32 位的内存也仅仅只需要位图中的 1 位。32n 位的内存需要 n 位的位图，所以1 个位图只占用了 1/32 的内存。如果选择更大的内存单元，位图应该要更小。如果进程的大小不是分配单元的整数倍，那么在最后一个分配单元中会有大量的内存被浪费。

位图提供了一种简单的方法在固定大小的内存中跟踪内存的使用情况，因为位图的大小取决于内存和分配单元的大小。这种方法有一个问题是，当决定为把具有 k 个分配单元的进程放入内存时，内容管理器（memory manager） 必须搜索位图，在位图中找出能够运行 k 个连续 0 位的串。在位图中找出制定长度的连续 0 串是一个很耗时的操作，这是位图的缺点。（可以简单理解为在杂乱无章的数组中，找出具有一大长串空闲的数组单元）

使用链表进行管理

另一种记录内存使用情况的方法是，维护一个记录已分配内存段和空闲内存段的链表，段会包含进程或者是两个进程的空闲区域。可用上面的图 c 来表示内存的使用情况。链表中的每一项都可以代表一个 空闲区（H） 或者是进程（P）的起始标志，长度和下一个链表项的位置。

在这个例子中，段链表（segment list）是按照地址排序的。这种方式的优点是，当进程终止或被交换时，更新列表很简单。一个终止进程通常有两个邻居（除了内存的顶部和底部外）。相邻的可能是进程也可能是空闲区，它们有四种组合方式。

当按照地址顺序在链表中存放进程和空闲区时，有几种算法可以为创建的进程（或者从磁盘中换入的进程）分配内存。我们先假设内存管理器知道应该分配多少内存，最简单的算法是使用 首次适配（first fit）。内存管理器会沿着段列表进行扫描，直到找个一个足够大的空闲区为止。除非空闲区大小和要分配的空间大小一样，否则将空闲区分为两部分，一部分供进程使用；一部分生成新的空闲区。首次适配算法是一种速度很快的算法，因为它会尽可能的搜索链表。

首次适配的一个小的变体是 下次适配（next fit）。它和首次匹配的工作方式相同，只有一个不同之处那就是下次适配在每次找到合适的空闲区时就会记录当时的位置，以便下次寻找空闲区时从上次结束的地方开始搜索，而不是像首次匹配算法那样每次都会从头开始搜索。Bays（1997） 证明了下次算法的性能略低于首次匹配算法。

另外一个著名的并且广泛使用的算法是 最佳适配（best fit）。最佳适配会从头到尾寻找整个链表，找出能够容纳进程的最小空闲区。最佳适配算法会试图找出最接近实际需要的空闲区，以最好的匹配请求和可用空闲区，而不是先一次拆分一个以后可能会用到的大的空闲区。比如现在我们需要一个大小为 2 的块，那么首次匹配算法会把这个块分配在位置 5 的空闲区，而最佳适配算法会把该块分配在位置为 18 的空闲区，如下

那么最佳适配算法的性能如何呢？最佳适配会遍历整个链表，所以最佳适配算法的性能要比首次匹配算法差。但是令人想不到的是，最佳适配算法要比首次匹配和下次匹配算法浪费更多的内存，因为它会产生大量无用的小缓冲区，首次匹配算法生成的空闲区会更大一些。

最佳适配的空闲区会分裂出很多非常小的缓冲区，为了避免这一问题，可以考虑使用 最差适配（worst fit） 算法。即总是分配最大的内存区域（所以你现在明白为什么最佳适配算法会分裂出很多小缓冲区了吧），使新分配的空闲区比较大从而可以继续使用。仿真程序表明最差适配算法也不是一个好主意。

如果为进程和空闲区维护各自独立的链表，那么这四个算法的速度都能得到提高。这样，这四种算法的目标都是为了检查空闲区而不是进程。但这种分配速度的提高的一个不可避免的代价是增加复杂度和减慢内存释放速度，因为必须将一个回收的段从进程链表中删除并插入空闲链表区。

如果进程和空闲区使用不同的链表，那么可以按照大小对空闲区链表排序，以便提高最佳适配算法的速度。在使用最佳适配算法搜索由小到大排列的空闲区链表时，只要找到一个合适的空闲区，则这个空闲区就是能容纳这个作业的最小空闲区，因此是最佳匹配。因为空闲区链表以单链表形式组织，所以不需要进一步搜索。空闲区链表按大小排序时，首次适配算法与最佳适配算法一样快，而下次适配算法在这里毫无意义。

另一种分配算法是 快速适配（quick fit） 算法，它为那些常用大小的空闲区维护单独的链表。例如，有一个 n 项的表，该表的第一项是指向大小为 4 KB 的空闲区链表表头指针，第二项是指向大小为 8 KB 的空闲区链表表头指针，第三项是指向大小为 12 KB 的空闲区链表表头指针，以此类推。比如 21 KB 这样的空闲区既可以放在 20 KB 的链表中，也可以放在一个专门存放大小比较特别的空闲区链表中。

快速匹配算法寻找一个指定代销的空闲区也是十分快速的，但它和所有将空闲区按大小排序的方案一样，都有一个共同的缺点，即在一个进程终止或被换出时，寻找它的相邻块并查看是否可以合并的过程都是非常耗时的。如果不进行合并，内存将会很快分裂出大量进程无法利用的小空闲区。

虚拟内存

尽管基址寄存器和变址寄存器用来创建地址空间的抽象，但是这有一个其他的问题需要解决：管理软件的不断增大（managing bloatware）。虽然内存的大小增长迅速，但是软件的大小增长的要比内存还要快。在 1980 年的时候，许多大学用一台 4 MB 的 VAX 计算机运行分时操作系统，供十几个用户同时运行。现在微软公司推荐的 64 位 Windows 8 系统至少需要 2 GB 内存，而许多多媒体的潮流则进一步推动了对内存的需求。

这一发展的结果是，需要运行的程序往往大到内存无法容纳，而且必然需要系统能够支持多个程序同时运行，即使内存可以满足其中单独一个程序的需求，但是从总体上来看内存仍然满足不了日益增长的软件的需求（感觉和xxx和xxx 的矛盾很相似）。而交换技术并不是一个很有效的方案，在一些中小应用程序尚可使用交换，如果应用程序过大，难道还要每次交换几 GB 的内存？这显然是不合适的，一个典型的 SATA 磁盘的峰值传输速度高达几百兆/秒，这意味着需要好几秒才能换出或者换入一个 1 GB 的程序。

SATA（Serial ATA）硬盘，又称串口硬盘，是未来 PC 机硬盘的趋势，已基本取代了传统的 PATA 硬盘。

那么还有没有一种有效的方式来应对呢？有，那就是使用 虚拟内存（virtual memory），虚拟内存的基本思想是，每个程序都有自己的地址空间，这个地址空间被划分为多个称为页面（page）的块。每一页都是连续的地址范围。这些页被映射到物理内存，但并不是所有的页都必须在内存中才能运行程序。当程序引用到一部分在物理内存中的地址空间时，硬件会立刻执行必要的映射。当程序引用到一部分不在物理内存中的地址空间时，由操作系统负责将缺失的部分装入物理内存并重新执行失败的指令。

在某种意义上来说，虚拟地址是对基址寄存器和变址寄存器的一种概述。8088 有分离的基址寄存器（但不是变址寄存器）用于放入 text 和 data 。

使用虚拟内存，可以将整个地址空间以很小的单位映射到物理内存中，而不是仅仅针对 text 和 data 区进行重定位。下面我们会探讨虚拟内存是如何实现的。

虚拟内存很适合在多道程序设计系统中使用，许多程序的片段同时保存在内存中，当一个程序等待它的一部分读入内存时，可以把 CPU 交给另一个进程使用。

分页

大部分使用虚拟内存的系统中都会使用一种 分页（paging） 技术。在任何一台计算机上，程序会引用使用一组内存地址。当程序执行

MOV REG，1000

这条指令时，它会把内存地址为 1000 的内存单元的内容复制到 REG 中（或者相反，这取决于计算机）。地址可以通过索引、基址寄存器、段寄存器或其他方式产生。

这些程序生成的地址被称为 虚拟地址（virtual addresses） 并形成虚拟地址空间（virtual address space），在没有虚拟内存的计算机上，系统直接将虚拟地址送到内存中线上，读写操作都使用同样地址的物理内存。在使用虚拟内存时，虚拟地址不会直接发送到内存总线上。相反，会使用 MMU（Memory Management Unit） 内存管理单元把虚拟地址映射为物理内存地址，像下图这样

下面这幅图展示了这种映射是如何工作的

页表给出虚拟地址与物理内存地址之间的映射关系。每一页起始于 4096 的倍数位置，结束于 4095 的位置，所以 4K 到 8K 实际为 4096 - 8191 ，8K - 12K 就是 8192 - 12287

在这个例子中，我们可能有一个 16 位地址的计算机，地址从 0 - 64 K - 1，这些是虚拟地址。然而只有 32 KB 的物理地址。所以虽然可以编写 64 KB 的程序，但是程序无法全部调入内存运行，在磁盘上必须有一个最多 64 KB 的程序核心映像的完整副本，以保证程序片段在需要时被调入内存。

存在映射的页如何映射

虚拟地址空间由固定大小的单元组成，这种固定大小的单元称为 页（pages）。而相对的，物理内存中也有固定大小的物理单元，称为 页框（page frames）。页和页框的大小一样。在上面这个例子中，页的大小为 4KB ，但是实际的使用过程中页的大小范围可能是 512 字节 - 1G 字节的大小。对应于 64 KB 的虚拟地址空间和 32 KB 的物理内存，可得到 16 个虚拟页面和 8 个页框。RAM 和磁盘之间的交换总是以整个页为单元进行交换的。

程序试图访问地址时，例如执行下面这条指令

MOV REG， 0

会将虚拟地址 0 送到 MMU。MMU 看到虚拟地址落在页面 0 （0 - 4095），根据其映射结果，这一页面对应的页框 2 （8192 - 12287），因此 MMU 把地址变换为 8192 ，并把地址 8192 送到总线上。内存对 MMU 一无所知，它只看到一个对 8192 地址的读写请求并执行它。MMU 从而有效的把所有虚拟地址 0 - 4095 映射到了 8192 - 12287 的物理地址。同样的，指令

MOV REG， 8192

也被有效的转换为

MOV REG， 24576

虚拟地址 8192（在虚拟页 2 中）被映射到物理地址 24576（在物理页框 6 中）上。

通过恰当的设置 MMU，可以把 16 个虚拟页面映射到 8 个页框中的任何一个。但是这并没有解决虚拟地址空间比物理内存大的问题。

上图中有 8 个物理页框，于是只有 8 个虚拟页被映射到了物理内存中，在上图中用 X 号表示的其他页面没有被映射。在实际的硬件中，会使用一个 在/不在（Present/absent bit）位记录页面在内存中的实际存在情况。

未映射的页如何映射

当程序访问一个未映射的页面，如执行指令

MOV REG， 32780

将会发生什么情况呢？虚拟页面 8 （从 32768 开始）的第 12 个字节所对应的物理地址是什么？MMU 注意到该页面没有被映射（在图中用 X 号表示），于是 CPU 会陷入（trap）到操作系统中。这个陷入称为 缺页中断（page fault） 或者是 缺页错误。操作系统会选择一个很少使用的页并把它的内容写入磁盘（如果它不在磁盘上）。随后把需要访问的页面读到刚才回收的页框中，修改映射关系，然后重新启动引起陷入的指令。有点不太好理解，举个例子来看一下。

例如，如果操作系统决定放弃页框 1，那么它将把虚拟机页面 8 装入物理地址 4096，并对 MMU 映射做两处修改。首先，它要将虚拟页中的 1 表项标记为未映射，使以后任何对虚拟地址 4096 - 8191 的访问都将导致陷入。随后把虚拟页面 8 的表项的叉号改为 1，因此在引起陷阱的指令重新启动时，它将把虚拟地址 32780 映射为物理地址（4096 + 12）。

下面查看一下 MMU 的内部构造以便了解它们是如何工作的，以及了解为什么我们选用的页大小都是 2 的整数次幂。下图我们可以看到一个虚拟地址的例子

虚拟地址 8196 （二进制 0010000000000100）用上面的页表映射图所示的 MMU 映射机制进行映射，输入的 16 位虚拟地址被分为 4 位的页号和 12 位的偏移量。4 位的页号可以表示 16 个页面，12 位的偏移可以为一页内的全部 4096 个字节。

可用页号作为页表（page table） 的索引，以得出对应于该虚拟页面的页框号。如果在/不在位则是 0 ，则引起一个操作系统陷入。如果该位是 1，则将在页表中查到的页框号复制到输出寄存器的高 3 位中，再加上输入虚拟地址中的低 12 位偏移量。如此就构成了 15 位的物理地址。输出寄存器的内容随即被作为物理地址送到总线。

页表

在上面这个简单的例子中，虚拟地址到物理地址的映射可以总结如下：虚拟地址被分为虚拟页号（高位部分）和偏移量（低位部分）。例如，对于 16 位地址和 4 KB 的页面大小，高 4 位可以指定 16 个虚拟页面中的一页，而低 12 位接着确定了所选页面中的偏移量（0-4095）。

虚拟页号可作为页表的索引用来找到虚拟页中的内容。由页表项可以找到页框号（如果有的话）。然后把页框号拼接到偏移量的高位端，以替换掉虚拟页号，形成物理地址。

因此，页表的目的是把虚拟页映射到页框中。从数学上说，页表是一个函数，它的参数是虚拟页号，结果是物理页框号。

通过这个函数可以把虚拟地址中的虚拟页转换为页框，从而形成物理地址。

页表项的结构

下面我们探讨一下页表项的具体结构，上面你知道了页表项的大致构成，是由页框号和在/不在位构成的，现在我们来具体探讨一下页表项的构成

页表项的结构是与机器相关的，但是不同机器上的页表项大致相同。上面是一个页表项的构成，不同计算机的页表项可能不同，但是一般来说都是 32 位的。页表项中最重要的字段就是页框号（Page frame number）。毕竟，页表到页框最重要的一步操作就是要把此值映射过去。下一个比较重要的就是在/不在位，如果此位上的值是 1，那么页表项是有效的并且能够被使用。如果此值是 0 的话，则表示该页表项对应的虚拟页面不在内存中，访问该页面会引起一个缺页异常（page fault）。

保护位（Protection） 告诉我们哪一种访问是允许的，啥意思呢？最简单的表示形式是这个域只有一位，0 表示可读可写，1 表示的是只读。

修改位（Modified） 和 访问位（Referenced） 会跟踪页面的使用情况。当一个页面被写入时，硬件会自动的设置修改位。修改位在页面重新分配页框时很有用。如果一个页面已经被修改过（即它是 脏 的），则必须把它写回磁盘。如果一个页面没有被修改过（即它是 干净的），那么重新分配时这个页框会被直接丢弃，因为磁盘上的副本仍然是有效的。这个位有时也叫做 脏位（dirty bit），因为它反映了页面的状态。

访问位（Referenced） 在页面被访问时被设置，不管是读还是写。这个值能够帮助操作系统在发生缺页中断时选择要淘汰的页。不再使用的页要比正在使用的页更适合被淘汰。这个位在后面要讨论的页面置换算法中作用很大。

最后一位用于禁止该页面被高速缓存，这个功能对于映射到设备寄存器还是内存中起到了关键作用。通过这一位可以禁用高速缓存。具有独立的 I/O 空间而不是用内存映射 I/O 的机器来说，并不需要这一位。

在深入讨论下面问题之前，需要强调一下：虚拟内存本质上是用来创造一个地址空间的抽象，可以把它理解成为进程是对 CPU 的抽象，虚拟内存的实现，本质是将虚拟地址空间分解成页，并将每一项映射到物理内存的某个页框。因为我们的重点是如何管理这个虚拟内存的抽象。

加速分页过程

到现在我们已经虚拟内存（virtual memory） 和 分页（paging） 的基础，现在我们可以把目光放在具体的实现上面了。在任何带有分页的系统中，都会需要面临下面这两个主要问题：

虚拟地址到物理地址的映射速度必须要快

如果虚拟地址空间足够大，那么页表也会足够大

第一个问题是由于每次访问内存都需要进行虚拟地址到物理地址的映射，所有的指令最终都来自于内存，并且很多指令也会访问内存中的操作数。

操作数：操作数是计算机指令中的一个组成部分，它规定了指令中进行数字运算的量 。操作数指出指令执行的操作所需要数据的来源。操作数是汇编指令的一个字段。比如，MOV、ADD 等。

因此，每条指令可能会多次访问页表，如果执行一条指令需要 1 ns，那么页表查询需要在 0.2 ns 之内完成，以避免映射成为一个主要性能瓶颈。

第二个问题是所有的现代操作系统都会使用至少 32 位的虚拟地址，并且 64 位正在变得越来越普遍。假设页大小为 4 KB，32 位的地址空间将近有 100 万页，而 64 位地址空间简直多到无法想象。

对大而且快速的页映射的需要成为构建计算机的一个非常重要的约束。就像上面页表中的图一样，每一个表项对应一个虚拟页面，虚拟页号作为索引。在启动一个进程时，操作系统会把保存在内存中进程页表读副本放入寄存器中。

最后一句话是不是不好理解？还记得页表是什么吗？它是虚拟地址到内存地址的映射页表。页表是虚拟地址转换的关键组成部分，它是访问内存中数据所必需的。在进程启动时，执行很多次虚拟地址到物理地址的转换，会把物理地址的副本从内存中读入到寄存器中，再执行这一转换过程。

所以，在进程的运行过程中，不必再为页表而访问内存。使用这种方法的优势是简单而且映射过程中不需要访问内存。缺点是 页表太大时，代价高昂，而且每次上下文切换的时候都必须装载整个页表，这样会造成性能的降低。鉴于此，我们讨论一下加速分页机制和处理大的虚拟地址空间的实现方案

转换检测缓冲区

我们首先先来一起探讨一下加速分页的问题。大部分优化方案都是从内存中的页表开始的。这种设计对效率有着巨大的影响。考虑一下，例如，假设一条 1 字节的指令要把一个寄存器中的数据复制到另一个寄存器。在不分页的情况下，这条指令只访问一次内存，即从内存取出指令。有了分页机制后，会因为要访问页表而需要更多的内存访问。由于执行速度通常被 CPU 从内存中取指令和数据的速度所限制，这样的话，两次访问才能实现一次的访问效果，所以内存访问的性能会下降一半。在这种情况下，根本不会采用分页机制。

什么是 1 字节的指令？我们以 8085 微处理器为例来说明一下，在 8085 微处理中，一共有 3 种字节指令，它们分别是 1-byte（1 字节）、2-byte（2 字节）、3-byte（3 字节），我们分别来说一下

1-byte：1 字节的操作数和操作码共同以 1 字节表示；操作数是内部寄存器，并被编码到指令中；指令需要一个存储位置来将单个寄存器存储在存储位置中。没有操作数的指令也是 1-byte 指令。

例如：MOV B，C 、LDAX B、NOP、HLT（这块不明白的读者可以自行查阅）

2-byte： 2 字节包括：第一个字节指定的操作码；第二个字节指定操作数；指令需要两个存储器位置才能存储在存储器中。

例如 MVI B， 26 H、IN 56 H

3-byte： 在 3 字节指令中，第一个字节指定操作码；后面两个字节指定 16 位的地址；第二个字节保存低位地址；第三个字节保存 高位地址。指令需要三个存储器位置才能将单个字节存储在存储器中。

例如 LDA 2050 H、JMP 2085 H

大多数程序总是对少量页面进行多次访问，而不是对大量页面进行少量访问。因此，只有很少的页面能够被再次访问，而其他的页表项很少被访问。

页表项一般也被称为 Page Table Entry（PTE）。

基于这种设想，提出了一种方案，即从硬件方面来解决这个问题，为计算机设置一个小型的硬件设备，能够将虚拟地址直接映射到物理地址，而不必再访问页表。这种设备被称为转换检测缓冲区（Translation Lookaside Buffer， TLB），有时又被称为 相联存储器（associate memory） 。

TLB 加速分页

TLB 通常位于 MMU 中，包含少量的表项，每个表项都记录了页面的相关信息，除了虚拟页号外，其他表项都和页表是一一对应的

是不是你到现在还是有点不理解什么是 TLB，TLB 其实就是一种内存缓存，用于减少访问内存所需要的时间，它就是 MMU 的一部分，TLB 会将虚拟地址到物理地址的转换存储起来，通常可以称为地址翻译缓存（address-translation cache）。TLB 通常位于 CPU 和 CPU 缓存之间，它与 CPU 缓存是不同的缓存级别。下面我们来看一下 TLB 是如何工作的。

当一个 MMU 中的虚拟地址需要进行转换时，硬件首先检查虚拟页号与 TLB 中所有表项进行并行匹配，判断虚拟页是否在 TLB 中。如果找到了有效匹配项，并且要进行的访问操作没有违反保护位的话，则将页框号直接从 TLB 中取出而不用再直接访问页表。如果虚拟页在 TLB 中但是违反了保护位的权限的话（比如只允许读但是是一个写指令），则会生成一个保护错误（protection fault） 返回。

上面探讨的是虚拟地址在 TLB 中的情况，那么如果虚拟地址不再 TLB 中该怎么办？如果 MMU 检测到没有有效的匹配项，就会进行正常的页表查找，然后从 TLB 中逐出一个表项然后把从页表中找到的项放在 TLB 中。当一个表项被从 TLB 中清除出，将修改位复制到内存中页表项，除了访问位之外，其他位保持不变。当页表项从页表装入 TLB 中时，所有的值都来自于内存。

软件 TLB 管理

直到现在，我们假设每台电脑都有可以被硬件识别的页表，外加一个 TLB。在这个设计中，TLB 管理和处理 TLB 错误完全由硬件来完成。仅仅当页面不在内存中时，才会发生操作系统的陷入（trap）。

在以前，我们上面的假设通常是正确的。但是，许多现代的 RISC 机器，包括 SPARC、MIPS 和 HP PA，几乎所有的页面管理都是在软件中完成的。

精简指令集计算机或 RISC 是一种计算机指令集，它使计算机的微处理器的每条指令（CPI）周期比复杂指令集计算机（CISC）少

在这些计算机上，TLB 条目由操作系统显示加载。当发生 TLB 访问丢失时，不再是由 MMU 到页表中查找并取出需要的页表项，而是生成一个 TLB 失效并将问题交给操作系统解决。操作系统必须找到该页，把它从 TLB 中移除（移除页表中的一项），然后把新找到的页放在 TLB 中，最后再执行先前出错的指令。然而，所有这些操作都必须通过少量指令完成，因为 TLB 丢失的发生率要比出错率高很多。

无论是用硬件还是用软件来处理 TLB 失效，常见的方式都是找到页表并执行索引操作以定位到将要访问的页面，在软件中进行搜索的问题是保存页表的页可能不在 TLB 中，这将在处理过程中导致其他 TLB 错误。改善方法是可以在内存中的固定位置维护一个大的 TLB 表项的高速缓存来减少 TLB 失效。通过首先检查软件的高速缓存，操作系统 能够有效的减少 TLB 失效问题。

TLB 软件管理会有两种 TLB 失效问题，当一个页访问在内存中而不在 TLB 中时，将产生 软失效（soft miss），那么此时要做的就是把页表更新到 TLB 中（我们上面探讨的过程），而不会产生磁盘 I/O，处理仅仅需要一些机器指令在几纳秒的时间内完成。然而，当页本身不在内存中时，将会产生硬失效（hard miss），那么此时就需要从磁盘中进行页表提取，硬失效的处理时间通常是软失效的百万倍。在页表结构中查找映射的过程称为 页表遍历（page table walk）。

上面的这两种情况都是理想情况下出现的现象，但是在实际应用过程中情况会更加复杂，未命中的情况可能既不是硬失效又不是软失效。一些未命中可能更软或更硬（偷笑）。比如，如果页表遍历的过程中没有找到所需要的页，那么此时会出现三种情况：

所需的页面就在内存中，但是却没有记录在进程的页表中，这种情况可能是由其他进程从磁盘掉入内存，这种情况只需要把页正确映射就可以了，而不需要在从硬盘调入，这是一种软失效，称为 次要缺页错误（minor page fault）。

基于上述情况，如果需要从硬盘直接调入页面，这就是严重缺页错误（major page falut）。

还有一种情况是，程序可能访问了一个非法地址，根本无需向 TLB 中增加映射。此时，操作系统会报告一个 段错误（segmentation fault） 来终止程序。只有第三种缺页属于程序错误，其他缺页情况都会被硬件或操作系统以降低程序性能为代价来修复

针对大内存的页表

还记得我们讨论的是什么问题吗？（捂脸），可能讨论的太多你有所不知道了，我再提醒你一下，上面加速分页过程讨论的是虚拟地址到物理地址的映射速度必须要快的问题，还有一个问题是 如果虚拟地址空间足够大，那么页表也会足够大的问题，如何处理巨大的虚拟地址空间，下面展开我们的讨论。

多级页表

第一种方案是使用多级页表（multi），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 4KB，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。

倒排页表

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。

页面置换算法

当发生缺页异常时，操作系统会选择一个页面进行换出从而为新进来的页面腾出空间。如果要换出的页面在内存中已经被修改，那么必须将其写到磁盘中以使磁盘副本保持最新状态。如果页面没有被修改过，并且磁盘中的副本也已经是最新的，那么就不需要进行重写。那么就直接使用调入的页面覆盖需要移除的页面就可以了。

当发生缺页中断时，虽然可以随机的选择一个页面进行置换，但是如果每次都选择一个不常用的页面会提升系统的性能。如果一个经常使用的页面被换出，那么这个页面在短时间内又可能被重复使用，那么就可能会造成额外的性能开销。在关于页面的主题上有很多页面置换算法（page replacement algorithms），这些已经从理论上和实践上得到了证明。

需要指出的是，页面置换问题在计算机的其他领域中也会出现。例如，多数计算机把最近使用过的 32 字节或者 64 字节的存储块保存在一个或多个高速缓存中。当缓存满的时候，一些块就被选择和移除。这些块的移除除了花费时间较短外，这个问题同页面置换问题完全一样。之所以花费时间较短，是因为丢掉的高速缓存可以从内存中获取，而内存没有寻找磁道的时间也不存在旋转延迟。

第二个例子是 Web 服务器。服务器会在内存中缓存一些经常使用到的 Web 页面。然而，当缓存满了并且已经引用了新的页面，那么必须决定退出哪个 Web 页面。在高速缓存中的 Web 页面不会被修改。因此磁盘中的 Web 页面经常是最新的，同样的考虑也适用在虚拟内存中。在虚拟系统中，内存中的页面可能会修改也可能不会修改。

下面我们就来探讨一下有哪些页面置换算法。

最优页面置换算法

最优的页面置换算法很容易描述但在实际情况下很难实现。它的工作流程如下：在缺页中断发生时，这些页面之一将在下一条指令（包含该指令的页面）上被引用。其他页面则可能要到 10、100 或者 1000 条指令后才会被访问。每个页面都可以用在该页首次被访问前所要执行的指令数作为标记。

最优化的页面算法表明应该标记最大的页面。如果一个页面在 800 万条指令内不会被使用，另外一个页面在 600 万条指令内不会被使用，则置换前一个页面，从而把需要调入这个页面而发生的缺页中断推迟。计算机也像人类一样，会把不愿意做的事情尽可能的往后拖。

这个算法最大的问题时无法实现。当缺页中断发生时，操作系统无法知道各个页面的下一次将在什么时候被访问。这种算法在实际过程中根本不会使用。

最近未使用页面置换算法

为了能够让操作系统收集页面使用信息，大部分使用虚拟地址的计算机都有两个状态位，R 和 M，来和每个页面进行关联。每当引用页面（读入或写入）时都设置 R，写入（即修改）页面时设置 M，这些位包含在每个页表项中，就像下面所示

因为每次访问时都会更新这些位，因此由硬件来设置它们非常重要。一旦某个位被设置为 1，就会一直保持 1 直到操作系统下次来修改此位。

如果硬件没有这些位，那么可以使用操作系统的缺页中断和时钟中断机制来进行模拟。当启动一个进程时，将其所有的页面都标记为不在内存；一旦访问任何一个页面就会引发一次缺页中断，此时操作系统就可以设置 R 位（在它的内部表中），修改页表项使其指向正确的页面，并设置为 READ ONLY 模式，然后重新启动引起缺页中断的指令。如果页面随后被修改，就会发生另一个缺页异常。从而允许操作系统设置 M 位并把页面的模式设置为 READ/WRITE。

可以用 R 位和 M 位来构造一个简单的页面置换算法：当启动一个进程时，操作系统将其所有页面的两个位都设置为 0。R 位定期的被清零（在每个时钟中断）。用来将最近未引用的页面和已引用的页面分开。

当出现缺页中断后，操作系统会检查所有的页面，并根据它们的 R 位和 M 位将当前值分为四类：

第 0 类：没有引用 R，没有修改 M

第 1 类：没有引用 R，已修改 M

第 2 类：引用 R ，没有修改 M

第 3 类：已被访问 R，已被修改 M

尽管看起来好像无法实现第一类页面，但是当第三类页面的 R 位被时钟中断清除时，它们就会发生。时钟中断不会清除 M 位，因为需要这个信息才能知道是否写回磁盘中。清除 R 但不清除 M 会导致出现一类页面。

NRU（Not Recently Used） 算法从编号最小的非空类中随机删除一个页面。此算法隐含的思想是，在一个时钟内（约 20 ms）淘汰一个已修改但是没有被访问的页面要比一个大量引用的未修改页面好，NRU 的主要优点是易于理解并且能够有效的实现。

先进先出页面置换算法

另一种开销较小的方式是使用 FIFO（First-In，First-Out） 算法，这种类型的数据结构也适用在页面置换算法中。由操作系统维护一个所有在当前内存中的页面的链表，最早进入的放在表头，最新进入的页面放在表尾。在发生缺页异常时，会把头部的页移除并且把新的页添加到表尾。

还记得缺页异常什么时候发生吗？我们知道应用程序访问内存会进行虚拟地址到物理地址的映射，缺页异常就发生在虚拟地址无法映射到物理地址的时候。因为实际的物理地址要比虚拟地址小很多（参考上面的虚拟地址和物理地址映射图），所以缺页经常会发生。

先进先出页面可能是最简单的页面替换算法了。在这种算法中，操作系统会跟踪链表中内存中的所有页。下面我们举个例子看一下（这个算法我刚开始看的时候有点懵逼，后来才看懂，我还是很菜）

初始化的时候，没有任何页面，所以第一次的时候会检查页面 1 是否位于链表中，没有在链表中，那么就是 MISS，页面1 进入链表，链表的先进先出的方向如图所示。

类似的，第二次会先检查页面 2 是否位于链表中，没有在链表中，那么页面 2 进入链表，状态为 MISS，依次类推。

我们来看第四次，此时的链表为 1 2 3，第四次会检查页面 2 是否位于链表中，经过检索后，发现 2 在链表中，那么状态就是 HIT，并不会再进行入队和出队操作，第五次也是一样的。

下面来看第六次，此时的链表还是 1 2 3，因为之前没有执行进入链表操作，页面 5 会首先进行检查，发现链表中没有页面 5 ，则执行页面 5 的进入链表操作，页面 2 执行出链表的操作，执行完成后的链表顺序为 2 3 5。

第二次机会页面置换算法

我们上面学到的 FIFO 链表页面有个缺陷，那就是出链和入链并不会进行 check 检查，这样就会容易把经常使用的页面置换出去，为了避免这一问题，我们对该算法做一个简单的修改：我们检查最老页面的 R 位，如果是 0 ，那么这个页面就是最老的而且没有被使用，那么这个页面就会被立刻换出。如果 R 位是 1，那么就清除此位，此页面会被放在链表的尾部，修改它的装入时间就像刚放进来的一样。然后继续搜索。

这种算法叫做 第二次机会（second chance）算法，就像下面这样，我们看到页面 A 到 H 保留在链表中，并按到达内存的时间排序。

a）按照先进先出的方法排列的页面；b）在时刻 20 处发生缺页异常中断并且 A 的 R 位已经设置时的页面链表。

假设缺页异常发生在时刻 20 处，这时最老的页面是 A ，它是在 0 时刻到达的。如果 A 的 R 位是 0，那么它将被淘汰出内存，或者把它写回磁盘（如果它已经被修改过），或者只是简单的放弃（如果它是未被修改过）。另一方面，如果它的 R 位已经设置了，则将 A 放到链表的尾部并且重新设置装入时间为当前时刻（20 处），然后清除 R 位。然后从 B 页面开始继续搜索合适的页面。

寻找第二次机会的是在最近的时钟间隔中未被访问过的页面。如果所有的页面都被访问过，该算法就会被简化为单纯的 FIFO 算法。具体来说，假设图 a 中所有页面都设置了 R 位。操作系统将页面依次移到链表末尾，每次都在添加到末尾时清除 R 位。最后，算法又会回到页面 A，此时的 R 位已经被清除，那么页面 A 就会被执行出链处理，因此算法能够正常结束。

时钟页面置换算法

即使上面提到的第二次页面置换算法也是一种比较合理的算法，但它经常要在链表中移动页面，既降低了效率，而且这种算法也不是必须的。一种比较好的方式是把所有的页面都保存在一个类似钟面的环形链表中，一个表针指向最老的页面。如下图所示

当缺页错误出现时，算法首先检查表针指向的页面，如果它的 R 位是 0 就淘汰该页面，并把新的页面插入到这个位置，然后把表针向前移动一位；如果 R 位是 1 就清除 R 位并把表针前移一个位置。重复这个过程直到找到了一个 R 位为 0 的页面位置。了解这个算法的工作方式，就明白为什么它被称为 时钟（clokc）算法了。

最近最少使用页面置换算法

最近最少使用页面置换算法的一个解释会是下面这样：在前面几条指令中频繁使用的页面和可能在后面的几条指令中被使用。反过来说，已经很久没有使用的页面有可能在未来一段时间内仍不会被使用。这个思想揭示了一个可以实现的算法：在缺页中断时，置换未使用时间最长的页面。这个策略称为 LRU（Least Recently Used） ，最近最少使用页面置换算法。

虽然 LRU 在理论上是可以实现的，但是从长远看来代价比较高。为了完全实现 LRU，会在内存中维护一个所有页面的链表，最频繁使用的页位于表头，最近最少使用的页位于表尾。困难的是在每次内存引用时更新整个链表。在链表中找到一个页面，删除它，然后把它移动到表头是一个非常耗时的操作，即使使用硬件来实现也是一样的费时。

然而，还有其他方法可以通过硬件实现 LRU。让我们首先考虑最简单的方式。这个方法要求硬件有一个 64 位的计数器，它在每条指令执行完成后自动加 1，每个页表必须有一个足够容纳这个计数器值的域。在每次访问内存后，将当前的值保存到被访问页面的页表项中。一旦发生缺页异常，操作系统就检查所有页表项中计数器的值，找到值最小的一个页面，这个页面就是最少使用的页面。

用软件模拟 LRU

尽管上面的 LRU 算法在原则上是可以实现的，但是很少有机器能够拥有那些特殊的硬件。上面是硬件的实现方式，那么现在考虑要用软件来实现 LRU 。一种可以实现的方案是 NFU（Not Frequently Used，最不常用）算法。它需要一个软件计数器来和每个页面关联，初始化的时候是 0 。在每个时钟中断时，操作系统会浏览内存中的所有页，会将每个页面的 R 位（0 或 1）加到它的计数器上。这个计数器大体上跟踪了各个页面访问的频繁程度。当缺页异常出现时，则置换计数器值最小的页面。

NFU 最主要的问题是它不会忘记任何东西，想一下是不是这样？例如，在一个多次（扫描）的编译器中，在第一遍扫描中频繁使用的页面会在后续的扫描中也有较高的计数。事实上，如果第一次扫描的执行时间恰好是各次扫描中最长的，那么后续遍历的页面的统计次数总会比第一次页面的统计次数小。结果是操作系统将置换有用的页面而不是不再使用的页面。

幸运的是只需要对 NFU 做一个简单的修改就可以让它模拟 LRU，这个修改有两个步骤

首先，在 R 位被添加进来之前先把计数器右移一位；

第二步，R 位被添加到最左边的位而不是最右边的位。

修改以后的算法称为 老化（aging） 算法，下图解释了老化算法是如何工作的。

我们假设在第一个时钟周期内页面 0 - 5 的 R 位依次是 1，0，1，0，1，1，（也就是页面 0 是 1，页面 1 是 0，页面 2 是 1 这样类推）。也就是说，在 0 个时钟周期到 1 个时钟周期之间，0，2，4，5 都被引用了，从而把它们的 R 位设置为 1，剩下的设置为 0 。在相关的六个计数器被右移之后 R 位被添加到 左侧 ，就像上图中的 a。剩下的四列显示了接下来的四个时钟周期内的六个计数器变化。

CPU正在以某个频率前进，该频率的周期称为时钟滴答或时钟周期。一个 100Mhz 的处理器每秒将接收100，000，000个时钟滴答。

当缺页异常出现时，将置换（就是移除）计数器值最小的页面。如果一个页面在前面 4 个时钟周期内都没有被访问过，那么它的计数器应该会有四个连续的 0 ，因此它的值肯定要比前面 3 个时钟周期内都没有被访问过的页面的计数器小。

这个算法与 LRU 算法有两个重要的区别：看一下上图中的 e，第三列和第五列

它们在两个时钟周期内都没有被访问过，在此之前的时钟周期内都引用了两个页面。根据 LRU 算法，如果需要置换的话，那么应该在这两个页面中选择一个。那么问题来了，我萌应该选择哪个？现在的问题是我们不知道时钟周期 1 到时钟周期 2 内它们中哪个页面是后被访问到的。因为在每个时钟周期内只记录了一位，所以无法区分在一个时钟周期内哪个页面最早被引用，哪个页面是最后被引用的。因此，我们能做的就是置换页面3，因为页面 3 在周期 0 - 1 内都没有被访问过，而页面 5 却被引用过。

LRU 与老化之前的第 2 个区别是，在老化期间，计数器具有有限数量的位（这个例子中是 8 位），这就限制了以往的访问记录。如果两个页面的计数器都是 0 ，那么我们可以随便选择一个进行置换。实际上，有可能其中一个页面的访问次数实在 9 个时钟周期以前，而另外一个页面是在 1000 个时钟周期之前，但是我们却无法看到这些。在实际过程中，如果时钟周期是 20 ms，8 位一般是够用的。所以我们经常拿 20 ms 来举例。

工作集页面置换算法

在最单纯的分页系统中，刚启动进程时，在内存中并没有页面。此时如果 CPU 尝试匹配第一条指令，就会得到一个缺页异常，使操作系统装入含有第一条指令的页面。其他的错误比如 全局变量和 堆栈 引起的缺页异常通常会紧接着发生。一段时间以后，进程需要的大部分页面都在内存中了，此时进程开始在较少的缺页异常环境中运行。这个策略称为 请求调页（demand paging），因为页面是根据需要被调入的，而不是预先调入的。

在一个大的地址空间中系统的读所有的页面，将会造成很多缺页异常，因此会导致没有足够的内存来容纳这些页面。不过幸运的是，大部分进程不是这样工作的，它们都会以局部性方式（locality of reference） 来访问，这意味着在执行的任何阶段，程序只引用其中的一小部分。

一个进程当前正在使用的页面的集合称为它的 工作集（working set），如果整个工作集都在内存中，那么进程在运行到下一运行阶段（例如，编译器的下一遍扫面）之前，不会产生很多缺页中断。如果内存太小从而无法容纳整个工作集，那么进程的运行过程中会产生大量的缺页中断，会导致运行速度也会变得缓慢。因为通常只需要几纳秒就能执行一条指令，而通常需要十毫秒才能从磁盘上读入一个页面。如果一个程序每 10 ms 只能执行一到两条指令，那么它将需要很长时间才能运行完。如果只是执行几条指令就会产生中断，那么就称作这个程序产生了 颠簸（thrashing）。

在多道程序的系统中，通常会把进程移到磁盘上（即从内存中移走所有的页面），这样可以让其他进程有机会占用 CPU 。有一个问题是，当进程想要再次把之前调回磁盘的页面调回内存怎么办？从技术的角度上来讲，并不需要做什么，此进程会一直产生缺页中断直到它的工作集 被调回内存。然后，每次装入一个进程需要 20、100 甚至 1000 次缺页中断，速度显然太慢了，并且由于 CPU 需要几毫秒时间处理一个缺页中断，因此由相当多的 CPU 时间也被浪费了。

因此，不少分页系统中都会设法跟踪进程的工作集，确保这些工作集在进程运行时被调入内存。这个方法叫做 工作集模式（working set model）。它被设计用来减少缺页中断的次数的。在进程运行前首先装入工作集页面的这一个过程被称为 预先调页（prepaging），工作集是随着时间来变化的。

根据研究表明，大多数程序并不是均匀的访问地址空间的，而访问往往是集中于一小部分页面。一次内存访问可能会取出一条指令，也可能会取出数据，或者是存储数据。在任一时刻 t，都存在一个集合，它包含所哟欧最近 k 次内存访问所访问过的页面。这个集合 w（k，t） 就是工作集。因为最近 k = 1次访问肯定会访问最近 k 》 1 次访问所访问过的页面，所以 w（k，t） 是 k 的单调递减函数。随着 k 的增大，w（k，t） 是不会无限变大的，因为程序不可能访问比所能容纳页面数量上限还多的页面。

事实上大多数应用程序只会任意访问一小部分页面集合，但是这个集合会随着时间而缓慢变化，所以为什么一开始曲线会快速上升而 k 较大时上升缓慢。为了实现工作集模型，操作系统必须跟踪哪些页面在工作集中。一个进程从它开始执行到当前所实际使用的 CPU 时间总数通常称作 当前实际运行时间。进程的工作集可以被称为在过去的 t 秒实际运行时间中它所访问过的页面集合。

下面来简单描述一下工作集的页面置换算法，基本思路就是找出一个不在工作集中的页面并淘汰它。下面是一部分机器页表

因为只有那些在内存中的页面才可以作为候选者被淘汰，所以该算法忽略了那些不在内存中的页面。每个表项至少包含两条信息：上次使用该页面的近似时间和 R（访问）位。空白的矩形表示该算法不需要其他字段，例如页框数量、保护位、修改位。

算法的工作流程如下，假设硬件要设置 R 和 M 位。同样的，在每个时钟周期内，一个周期性的时钟中断会使软件清除 Referenced（引用）位。在每个缺页异常，页表会被扫描以找出一个合适的页面把它置换。

随着每个页表项的处理，都需要检查 R 位。如果 R 位是 1，那么就会将当前时间写入页表项的 上次使用时间域，表示的意思就是缺页异常发生时页面正在被使用。因为页面在当前时钟周期内被访问过，那么它应该出现在工作集中而不是被删除（假设 t 是横跨了多个时钟周期）。

如果 R 位是 0 ，那么在当前的时钟周期内这个页面没有被访问过，应该作为被删除的对象。为了查看是否应该将其删除，会计算其使用期限（当前虚拟时间 - 上次使用时间），来用这个时间和 t 进行对比。如果使用期限大于 t，那么这个页面就不再工作集中，而使用新的页面来替换它。然后继续扫描更新剩下的表项。

然而，如果 R 位是 0 但是使用期限小于等于 t，那么此页应该在工作集中。此时就会把页面临时保存起来，但是会记生存时间最长（即上次使用时间的最小值）的页面。如果扫描完整个页表却没有找到适合被置换的页面，也就意味着所有的页面都在工作集中。在这种情况下，如果找到了一个或者多个 R = 0 的页面，就淘汰生存时间最长的页面。最坏的情况下是，在当前时钟周期内，所有的页面都被访问过了（也就是都有 R = 1），因此就随机选择一个页面淘汰，如果有的话最好选一个未被访问的页面，也就是干净的页面。

工作集时钟页面置换算法

当缺页异常发生后，需要扫描整个页表才能确定被淘汰的页面，因此基本工作集算法还是比较浪费时间的。一个对基本工作集算法的提升是基于时钟算法但是却使用工作集的信息，这种算法称为WSClock（工作集时钟）。由于它的实现简单并且具有高性能，因此在实践中被广泛应用。

与时钟算法一样，所需的数据结构是一个以页框为元素的循环列表，就像下面这样

最初的时候，该表是空的。当装入第一个页面后，把它加载到该表中。随着更多的页面的加入，它们形成一个环形结构。每个表项包含来自基本工作集算法的上次使用时间，以及 R 位（已标明）和 M 位（未标明）。

与时钟算法一样，在每个缺页异常时，首先检查指针指向的页面。如果 R 位被是设置为 1，该页面在当前时钟周期内就被使用过，那么该页面就不适合被淘汰。然后把该页面的 R 位置为 0，指针指向下一个页面，并重复该算法。该事件序列化后的状态参见图 b。

现在考虑指针指向的页面 R = 0 时会发生什么，参见图 c，如果页面的使用期限大于 t 并且页面为被访问过，那么这个页面就不会在工作集中，并且在磁盘上会有一个此页面的副本。申请重新调入一个新的页面，并把新的页面放在其中，如图 d 所示。另一方面，如果页面被修改过，就不能重新申请页面，因为这个页面在磁盘上没有有效的副本。为了避免由于调度写磁盘操作引起的进程切换，指针继续向前走，算法继续对下一个页面进行操作。毕竟，有可能存在一个老的，没有被修改过的页面可以立即使用。

原则上来说，所有的页面都有可能因为磁盘I/O 在某个时钟周期内被调度。为了降低磁盘阻塞，需要设置一个限制，即最大只允许写回 n 个页面。一旦达到该限制，就不允许调度新的写操作。

那么就有个问题，指针会绕一圈回到原点的，如果回到原点，它的起始点会发生什么？这里有两种情况：

至少调度了一次写操作

没有调度过写操作

在第一种情况中，指针仅仅是不停的移动，寻找一个未被修改过的页面。由于已经调度了一个或者多个写操作，最终会有某个写操作完成，它的页面会被标记为未修改。置换遇到的第一个未被修改过的页面，这个页面不一定是第一个被调度写操作的页面，因为硬盘驱动程序为了优化性能可能会把写操作重排序。

对于第二种情况，所有的页面都在工作集中，否则将至少调度了一个写操作。由于缺乏额外的信息，最简单的方法就是置换一个未被修改的页面来使用，扫描中需要记录未被修改的页面的位置，如果不存在未被修改的页面，就选定当前页面并把它写回磁盘。

页面置换算法小结

我们到现在已经研究了各种页面置换算法，现在我们来一个简单的总结，算法的总结归纳如下

最优算法在当前页面中置换最后要访问的页面。不幸的是，没有办法来判定哪个页面是最后一个要访问的，因此实际上该算法不能使用。然而，它可以作为衡量其他算法的标准。

NRU 算法根据 R 位和 M 位的状态将页面氛围四类。从编号最小的类别中随机选择一个页面。NRU 算法易于实现，但是性能不是很好。存在更好的算法。

FIFO 会跟踪页面加载进入内存中的顺序，并把页面放入一个链表中。有可能删除存在时间最长但是还在使用的页面，因此这个算法也不是一个很好的选择。

第二次机会算法是对 FIFO 的一个修改，它会在删除页面之前检查这个页面是否仍在使用。如果页面正在使用，就会进行保留。这个改进大大提高了性能。

时钟 算法是第二次机会算法的另外一种实现形式，时钟算法和第二次算法的性能差不多，但是会花费更少的时间来执行算法。

LRU 算法是一个非常优秀的算法，但是没有特殊的硬件（TLB）很难实现。如果没有硬件，就不能使用 LRU 算法。

NFU 算法是一种近似于 LRU 的算法，它的性能不是非常好。

老化 算法是一种更接近 LRU 算法的实现，并且可以更好的实现，因此是一个很好的选择

最后两种算法都使用了工作集算法。工作集算法提供了合理的性能开销，但是它的实现比较复杂。WSClock 是另外一种变体，它不仅能够提供良好的性能，而且可以高效地实现。

总之，最好的算法是老化算法和WSClock算法。他们分别是基于 LRU 和工作集算法。他们都具有良好的性能并且能够被有效的实现。还存在其他一些好的算法，但实际上这两个可能是最重要的。