一、前言

        虛擬儲存器，感覺很難，至少說很複雜，裡面涉及到的東西也比較枯燥。當然，如果能徹底搞清楚，對繼續學習作業系統原理是百利無一害的。

        玩C或C++的人，經常通過&a的方式獲取變數地址，並將其賦值給指標變數，也通常用printf打印出地址的值，類似0x8048

034之類的地址值，但要從此刻開始要明確一點，你打印出的這個地址值，根本不是記憶體裡的真實值，而是通過連結器最終生成的虛擬地址，這個虛擬地址幫助程式在作業系統程序中正常執行，而每個程序裡的虛擬儲存分佈的值幾乎都一樣……所以才會出現，你各程序中打印出的地址為啥分佈區間那麼相似。

        虛擬儲存器是硬體異常、硬體地址翻譯、主存、磁碟檔案和核心軟體的完美互動，它為每個程序提供了一個大的、一致的、私有的地址空間。它有三個重要的功能：

        ①它將實體記憶體看成磁碟的快取記憶體，永遠只保留活動區域，從而高效利用實體記憶體

        ②它為每個程序提供一致的線性地址空間，從而簡化儲存器管理

        ③它保護每個程序的地址空間不被其他程序破壞。

        真實實體記憶體中，空閒空間並非連續，可能零散的分佈在各個角落，而虛擬儲存器，就是把各物件的地址值分佈在連續線性的邏輯地址空間中。那麼如何將線性地址和零散的實體地址對應起來呢？這就需要地址翻譯。CPU在處理物件地址時，利用內部MMU，通過訪問存放在實體記憶體中的查詢表來動態翻譯虛擬地址，該表內容是由作業系統管理的。

        扯了這麼多是不是覺得很亂？ 這裡涉及到一個重要的儲存器層次結構的概念。回憶下我寫的《程式效能優化探討（3）》章中的第一節就講到“儲存器層次結構”。裡面圖清晰的把儲存器層次結構描述了出來：儲存速度由快到慢、由高到低一次是：CPU暫存器、L1\L2\L3快取記憶體（SRAM）、主存（記憶體，DRAM）、磁碟……

        當世界上還有沒有虛擬儲存器概念時，記憶體DRAM顯然就是磁碟的上一級快取，就像SRAM是記憶體DRAM的上一級快取一樣類似。but現在發展出了虛擬儲存器的概念，在磁碟上開闢了連續的空間玩票，那麼我們可以理解為：虛擬儲存器VM事實上成為磁碟的快取！而誰又是VM的上一級快取呢？自然而然就應該想到是記憶體DRAM。事實上VM相當於從儲存器體系中的記憶體和磁碟之間的位置強行插入，新增的一個層次罷了！為啥要強插？很簡單。因為磁碟讀取速度實在太慢，極端情況下可能比DRAM的速度慢10 0000倍，根據儲存器層次結構的思想，為了調和速度差，增加一個叫做虛擬儲存器的快取結構也就理所當然了。

二、虛擬儲存器一般性概念

        虛擬儲存器成簡稱為VM。

        先來看下比較拗口概念解釋：虛擬儲存器被組織為一個由存放在磁碟上的N個連續的位元組大小的單元組成的陣列……這句話除了覺得很抽象外，我們至少能獲得兩個關鍵資訊：

        ①虛擬儲存器的載體是磁碟，他和其他儲存器一樣，存放資料，而且它在磁碟上是連續儲存的；

        ②虛擬儲存器的每個位元組資料一定對應唯一的1bit虛擬地址。

        首先，我們要分清楚虛擬儲存器和虛擬地址的區別，一個是邏輯上儲存資料的物件；一個是邏輯上標識這些資料的概念地址。根據以上的定義，我們可以YY一下虛擬儲存器的大概應用：虛擬儲存器似乎和物理儲存器有某種強對應關係，它利用磁碟上連續的儲存資料，可以實現線性連續地址空間訪問。也許他能優化磁碟與實體記憶體器之間的通訊關係。

        接下來我們先惡補看下什麼是線性地址空間。回憶下，比如你有n位（bit）的，資料位，你能表達最大的整數就是2^(n) - 1，你能表示的所有整數的個數就是N=2^(n)，（注意哦，最大整數是從0起的，而數個數是從1起：)），也就是說，能表示的所有數為：（0,1,2,…,N-1）這N個數。如果每個數都來標識一個地址，而每個地址又代表8位元組(byte)的大小的空間，那麼N個整數就能標識N*8位元組的線性地址空間。

        舉個例子，32位機，由於是32bit，而每個位元組又是8bit，所以32位機就是由4byte組成地址值。比如0x12345678，就是典型的4位元組，32位。注意這裡的位（bit）可不是16進位制0x裡表示的某一個位哦！而是比如0x12，表示一個位元組，對應8位，它的二進位制就是00010010。

        32位系統的n=32，那麼N=2^(2+10+10+10)=4Gbit，它的線性地址空間就是（0,1,2,...,4G-1）。這裡再廢話一下，為啥說32位機可以標識最大4Gbyte的地址，而這裡算出來最大是4Gbit?哼哼！傻瓜才去用1bit地址對應1bit資料，那樣多浪費啊！肯定是1bit地址對應8bit的資料，也就是說一位地址對應一位元組資料，這樣才合理嘛！！！

         我們設n和N表示虛擬地址空間，m和M表示實際實體地址空間。有了前面的鋪墊，我們可以想象一下，一位元組資料，比一定只對應1bit地址哦！可以有多個1bit地址號稱標識這一位元組資料哦！至少目前，我們有N和M兩個地址空間，可以同時來標識某一位元組的資料！

        接下來描述一個事實：磁碟上的資料要想快取到實體記憶體中，不可能一位一位快取進記憶體，也不可能一位元組一位元組快取進記憶體。那到底以多大的批量快取呢？我們把這個批量稱為塊，磁碟上的資料被分割為塊，將它作為磁碟與記憶體之間的傳輸單元。好了，虛擬記憶體如果要來湊熱鬧，也得有相應的機制，於是VM系統也將VM分割成固定大小的塊，我們將它稱為虛擬頁（VP）。這虛擬頁既然有某個固定大小，肯定是多少位元組之類的單位，於是我們定義虛擬頁大小為P=2^p位元組。當然，實體記憶體肯定也有類似的頁大小。

        卡住！是不是又有點暈了？P=2^p位元組是個什麼東東？這裡我們可以藉助極限思維來想象一下：如果壓根沒有虛擬頁這種東西，那麼我們傳資料通常一位元組一位元組來玩，於是此時p=0，P=1位元組，對否？哦，也就是說，這裡的p，很類似N=2^n,利用位的概念來標識虛擬頁的位元組大小。假設VM系統的原始碼裡要定義虛擬頁大小，應該是類似unsigned char page_addr_len之類的變數，就可以標識虛擬頁P大小是256 = 2^8。

        好了，我們知道由於虛擬頁的存在，將連續的虛擬儲存空間分割成若干個虛擬頁，當虛擬頁大小是P位元組,而我們又曉得整個虛擬空間大小是N位元組，於是能輕易得出，虛擬儲存器被分割成N/P=2^(n-p)個頁，也就是我們得到虛擬頁空間（0,1,2，……，N/P-1）。

        同理，實體記憶體也有類似的分頁概念，也被分割成M/P=2^(m-p)個頁，於是得出物理頁空間（0,1,2，……，M/P-1）。

三、虛擬頁和頁表

        好了，有了這麼冗長的鋪墊，再來看下面的圖，應該沒那麼懵了吧：

        左邊的VP代表虛擬頁面，右邊的PP代表物理頁面，我們可以看到，虛擬儲存器中的頁原封不動的對應上了物理儲存器中的頁。

        虛擬頁面的集合都分為三個不相交的子集：

        未分配的：說明該頁沒對應任何資料，因此就不佔用磁碟空間……哇塞，大家有沒有發現——不佔用磁碟空間！難道說，VM雖然在磁碟上申請了連續空間，但它具體使用時不一定按連續的方式佔用空間？有待考證；

        快取的：當前快取在物理儲存器中的已分配頁……首先它得是已分配的頁（有資料和它關聯），並且當前正臨時放在物理儲存器中玩的頁；

        未快取的：沒有快取在物理儲存器中已分配的頁……首先它也是已分配的頁（有資料和它關聯），只是暫時被剔除出物理儲存器了。

        神馬？有人問為啥圖的右邊比左邊短？→_→介個……我想說的是，兩邊在某個極端情況下可能一樣高，此時M=N，這是什麼時候？當你玩32位機時，土豪般的插了4G的記憶體條， 有可能兩邊一樣長O(∩_∩)O~一般來說，屌絲插的記憶體條肯定少於理論最大記憶體值的，而虛擬儲存器是可以設定成理論最大值，不信你到windows設定中找到虛擬記憶體設定，我的32機允許設定的最大值就是4092MB，因此作者畫這個圖時也充分考慮了這種普遍性……作者真為屌絲考慮O(∩_∩)O~

        既然DRAM快取的虛擬頁面，那VM系統總需要一個種方法來判定某個虛擬頁是否存放在DRAM中，如果是，系統還必須確定這個虛擬頁存放在（DRAM）中哪個物理頁中；如果不是（不命中），VM系統還必須尋找這個虛擬頁在磁碟的什麼位置。這就有兩種情況：

        ①該虛擬頁已經被VM系統分配，只是該虛擬頁還未被快取到DRAM中——說明該虛擬頁已經對應上了磁盤裡具體的某塊資料

        ②該虛擬頁還未被VM系統分配，也就是說這個虛擬頁編號在VM看來還不存在——說明在磁碟上的虛擬儲存器中找不到該虛擬頁號（這種強行訪問可能會出段錯誤哦！！！）

        問題就是，誰來標識虛擬頁這些不同的狀態呢？答案是頁表！首先注意，頁表是專門存放在記憶體DRAM中特定區域的，它全面記錄了所有可能的虛擬頁號的當前情況：

        從上圖中可以看出，右上方的表，描述了記憶體DRAM中PP0~PP3Z這4個物理頁中存放的VP1~VP4這四個虛擬頁表；右下方的表，描述了虛擬儲存器中已分配的虛擬頁號；

        而左邊的表，就是大名鼎鼎的頁表。PTE是頁表條目，有效位為1時說明該虛擬頁快取在DRAM中，否則便有是上面描述過的兩種情況：

        ①VP3和VP6兩個虛擬頁已經被分配，只是暫未快取到DRAM中；

        ②VP0和VP5兩個虛擬頁還未被分配，於是對應的PTE0和PTE5就是null——說明這兩個頁號還沒對映磁碟上的其他資料（比如暫時沒需求），因此頁表自然也將其置空了。

        好了，這麼完美動人的頁表，是誰來生成和維護呢？答案是作業系統，而且作業系統還要負責完成磁碟和DRAM之間具體的傳送頁工作。

        那又是誰會需要去讀取頁表的內容呢？是CPU裡MMU（儲存器管理單元）中的地址翻譯硬體，當CPU需要將一個虛擬地址轉換成實體地址時，都會讀取頁表的內容。

        說到這我們稍微總結一下：虛擬儲存器部署在磁碟上；頁表部署在記憶體中；OS維護頁表內容；MMU讀取頁表內容。

        一旦理解了頁表，類似頁命中和缺頁就好理解了。比如上圖中你引用VP1\2\7\4都是頁命中，可你要想起引用下VP3，地址翻譯硬體讀取PTE3時發現有效位0，於是處罰缺頁異常。

        缺頁也沒什麼大不了，此時核心會呼叫異常處理程式，通過某種策略決定要趕走PP3中的VP4，此時無論VP4是否被修改，核心都會將其寫回磁碟，然後從磁碟拷貝VP3到儲存器PP3中，並更新PTE3，隨後返回並重啟導致缺頁的指令，地址翻譯硬體會重新翻譯VP3的虛擬地址到實體地址，如下圖：

       

         這裡專門提一下，以上討論都針對的虛擬儲存器——頁表——物理儲存器之間的資料交換，那麼虛擬儲存器和磁碟上原始資料的關係如何呢？是否清楚？事實上，每個程序都有自己的虛擬儲存器，相當於每個程序都在磁碟上開闢了屬於自己的虛擬頁空間，因此每個程序都有諸如VP1~VP7這些虛擬頁儲存在磁碟上，因此物理儲存器中也為每個程序準備了獨立的頁表。但是，物理儲存器卻可能被不同程序的虛擬頁共享到同一個物理頁上！這有什麼好處呢，比如標準庫中的printf函式，每個程序都可以將這個相應的虛擬頁對映到同一個物理頁上。

        還有一個更神奇的細節，既然磁碟上的可執行檔案在變成程序時，又會在磁碟上的虛擬儲存器中開闢屬於自己的私有虛擬頁區域，那麼可執行檔案的文字部分（.init、.text、rodata等）就會同時出現在磁碟的兩個位置？！也就是說，我們所謂的linux程序的儲存器對映（如下圖），根本就不放在記憶體中，而是放在磁碟中？！是不是很毀三觀？事實上，載入器從來不把任何可執行檔案的資料拷貝到物理儲存器中，而是在頁面第一次被引用時，由虛擬儲存器系統從磁碟調入物理儲存器的！也就是說，下圖這個偉大的程序對映的實體，事實上是放在磁碟中的虛擬儲存器裡，並且被VM系統分配成諸如VP1~VP7這些虛擬頁面，然後按需依次調入物理儲存器的！

       

四、地址翻譯

地址翻譯聽起來很高大上，但如果看明白上面的講解，尤其是理解了虛擬頁物理頁以及頁表的概念，那理解起地址翻譯來也是灰常容易的！

       回憶下，既然虛擬儲存器被分配成一個個虛擬頁，每個虛擬頁大小的是2^p位元組，那肯定有一個方法去識別，某個位元組或者某段資料具體屬於哪個虛擬頁，又在這個頁的哪個位置，對否？既然虛擬頁大小是2^p位元組，說明我們用p位二進位制地址就能標識這個頁中的每一個位元組了。而虛擬地址共n位，也就說還剩n-p位，幹嘛呢？當然是標識虛擬頁號了，有n-p位就能標識2^(n-p)個虛擬頁。（注意哦，2^p的單位是位元組，2^(n-p)的單位是“個”千萬別搞混！）

        我們把標識2^p位元組虛擬頁中具體位元組位置的量稱為虛擬頁面偏移量，用VPO表示；把標識2^(n-p)個虛擬頁的號稱為虛擬頁號，用VPN表示。於是就有下面的虛擬地址結構：

VPN     (n-p)位

VPO    p位

        而物理頁也有相同的結構，其實體地址結構：

PPN     (n-p)位

PPO    p位

        再回憶下，頁表這個東西，為什麼能把虛擬頁和物理頁對應聯絡起來呢？事實上，頁表條目的PTE陣列才是對應關係的關鍵，PTE陣列下標能對應相應的虛擬頁號VPN，而陣列中存的又是物理頁號PPN，這樣當VPN與PPN建立強聯絡後，剩下的偏移位，直接將VPO複製給PPO就完事，於是有了下面的過程圖：

        這裡又會涉及到一個現象，既然實體記憶體有上一級快取SRAM，比如說就是L1，CPU中MMU與實體記憶體之間的任何資料交換都會經過L1的查詢和處理。比如，MMU需要和實體記憶體交換PTE、PTEA(PTE的標號)、PA（實體地址）這些資訊，L1都會檢查是否先前已有快取。如果命中，直接由L1提供MMU所需的資料；如果不命中，則由L1向實體記憶體申請資料，於是就有了下圖的過程：

        

        那麼MMU在訪問L1時，是用實體地址還是虛擬地址呢？相信自己腦補都應該有結論，肯定是實體地址啦！至少大部分系統都是這麼處理的。

五、利用TLB加速地址翻譯

        從目前的設計來看，MMU如果需要翻譯CPU產生的虛擬地址，就必須獲得PTE，恰巧L1命中的情況還好，若不命中，就得花費幾十上百的週期到實體記憶體中呼叫。而貪婪的人類試圖儘可能的消除這樣的開銷，於是在MMU中專門開闢了一個小的緩衝區，稱為翻譯後備緩衝器TLB（Translation Lookaside Buffer）。

        事實上，TLB很類似對虛擬地址已有的劃分策略，比如之前我們把虛擬地址劃分為VPN和VPO，都是為了體現特定的層次結構。那麼現在可以把VPN部分再進行劃分：

        TLB是由標記（TLBT）和索引（TLBI）組成，如果TLB有T=2^t個組，那麼TLBI就剛好是t位，而VPN剩餘位就剛好留給TLBT……留來幹什麼？其實我也還搞不清楚，待下節分解。