Unix系统编程（）虚拟内存管理

在之前学到过进程的内存布局中忽略了一个事实：这一布局存在于虚拟文件中。

因为对虚拟内存的理解将有助于后续对fork系统调用、共享内存和映射文件之类的主题阐述，这里还要学习一下有关虚拟内存的详细内容。

Linux像大多数现代内核一样，采用了虚拟内存管理技术。

该技术利用了大多数程序的一个典型特征，即访问局部性（locality of reference），以求高效使用CPU和RAM资源。

大多数程序都展现了这两种类型的局部性。

空间局部性（Spatial locality）：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）。

时间的局部性（Temporal locality）：是指程序倾向于在不久后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征，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内存尺寸相同的页帧。

任一时刻，每个程序仅有部分页需要驻留在物理内存页帧中。

这些也构成了所谓驻留集（resident set）。

程序未使用的页拷贝保存在交换区（swap area）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。

若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。

在不同的系统中页帧的大小不一样，一般常见的4096、8192和16384字节等。

为了支持这一组织方式，内核需要为每个进程维护一张页表（page table）。

该页表描述了每页在进程虚拟地址空间（virtual address space）中的位置（可为进程所用的所有虚拟内存页面的集合）。

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。

在进程虚拟地址空间中，并非所有的地址范围都都需要页表条目。

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。

若进程试图访问的地址并无页表条目与之对应，那么进程将收到一个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。

这可能发生于如下场景。

由于栈向下增长超出之前曾达到的位置。

当在堆中分配或释放内存时，通过调用brk、sbrk或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于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RMA物理地址空间隔离开来，这带来许多优点。