虚拟存储器

虚拟存储器是利用主存和外存（磁盘）构建的逻辑上更大的存储空间。每个进程拥有独立的虚拟地址空间，通过地址转换映射到物理内存。它实现了内存保护、共享和自动管理。

虚拟地址（逻辑地址）

程序使用的地址，每个进程有自己的虚拟地址空间。

物理地址（实地址）

实际内存中的地址，所有进程共享物理地址空间。

地址转换

虚拟地址 → MMU（内存管理单元）→ 物理地址

基本原理

• 虚拟地址空间划分为固定大小的页（Page）
• 物理地址空间划分为同样大小的页框（Page Frame）
• 页可以映射到任意页框

地址结构

虚拟地址 = [虚拟页号 VPN][页内偏移 Offset]
物理地址 = [物理页框号 PFN][页内偏移 Offset]

页内偏移位数 = log₂(页大小)
例：页大小 4KB → Offset = 12 位

页表（Page Table）

每个进程有一个页表：
虚拟页号 → [物理页框号, 有效位, 修改位, 访问权限...]

页表项（PTE）内容：
| 物理页框号 | V(有效位) | D(脏位) | R(访问位) | 权限 |

地址转换过程

1. 用虚拟页号查页表 → 得到页表项
2. 检查有效位：
   - 有效位 = 1 → 取物理页框号，拼接偏移得物理地址
   - 有效位 = 0 → 缺页异常（Page Fault）
3. 缺页处理：
   - 从磁盘调入页面到主存
   - 更新页表
   - 若主存满，需要页面置换

多级页表

问题：单级页表太大（32 位地址 / 4KB 页 → 1M 个页表项）
解决：多级页表

二级页表：
虚拟地址 = [一级页号][二级页号][Offset]
第一级页表 → 指向第二级页表
第二级页表 → 指向物理页框
只加载需要的二级页表，节省空间

页表大小计算

32 位虚拟地址，4KB 页，4B 页表项：
页数 = 2^32 / 2^12 = 2^20 = 1M
页表大小 = 1M × 4B = 4MB（单级）

二级页表：
一级页表：2^10 × 4B = 4KB（刚好一页）
二级页表：每级 2^10 × 4B = 4KB（按需加载）

基本原理

• 按程序逻辑结构分段（代码段、数据段、堆栈段等）
• 每段大小可变；段内地址连续，段间可以不连续

地址结构

虚拟地址 = [段号][段内偏移]

段表（Segment Table）

段号 → [段基址, 段长, 访问权限...]

段表项内容：
| 段基址(Base) | 段长(Limit) | V(有效) | 权限 |

地址转换过程

1. 用段号查段表 → 得到段表项
2. 检查：段内偏移 < 段长？（越界检查）
3. 物理地址 = 段基址 + 段内偏移

基本原理

先分段，再在段内分页，结合段式和页式的优点。

虚拟地址 = [段号][页号][页内偏移]

转换过程：
1. 查段表 → 得到页表基址
2. 查页表 → 得到物理页框号
3. 物理地址 = 物理页框号 + 页内偏移

概念

• TLB 是页表的高速缓存，存储最近使用的页表项
• 通常全相联或组相联

| 虚拟页号 VPN | 物理页框号 PFN | 有效位 | ASID |

TLB 工作流程

1. CPU 发出虚拟地址
2. 用虚拟页号查 TLB
   - TLB 命中 → 直接得到物理页框号（1 个时钟周期）
   - TLB 未命中 → 查页表（可能多次访存）
3. 同时用物理页框号查 Cache
4. Cache 命中 → 取数据

TLB 与 Cache 的协作

组合	代价
TLB 命中 + Cache 命中	最快（1–2 个周期）
TLB 命中 + Cache 未命中	访问主存
TLB 未命中 + Cache 命中	先查页表（可能主存）
TLB 未命中 + Cache 未命中	最慢

TLB 缺失处理

• 硬件处理（CISC 风格）：硬件自动查页表
• 软件处理（RISC 风格）：触发异常，操作系统处理

• OPT（最优）：替换未来最长时间不会被访问的页（不可实现，理论下界）
• FIFO：替换最早进入内存的页
• LRU：替换最近最久没有使用的页
• 时钟算法（Clock）：每页有访问位 R，指针循环扫描，$R=1$ 则清 0 继续，$R=0$ 则替换
• 改进时钟算法：考虑修改位（脏页），优先替换未访问且未修改的页