參考：

• 《現代操作系統》
• https://www.cnblogs.com/wuyuegb2312/p/3418026.html

基本思想：

• 每個進程擁有自己的地址空間，地址空間被分成許多塊，稱為頁面，每一頁有連續的地址范圍

• 與地址空間一樣，物理內存也被分成許多塊，塊的大小與頁一樣大，稱為頁框。

• 頁映射到頁框，被程序引用，一旦程序引用到未映射的頁，就會發生缺頁中斷，把引用的頁映射到頁框，再重新進行引用。

分頁

• 進程并不直接引用物理內存地址，而是先引用虛擬地址，再由內存管理單元（Memory Manaement Unit, MMU）把虛擬地址映射為物理內存地址。
  

  如下圖
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• 虛擬地址與物理內存地址的映射為頁面與頁框的映射關系，頁面映射到了頁框就意味著該頁面在物理內存上。
  如下圖
  

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• 一旦進程引用到了未映射的頁面，就會發生缺頁中斷，從映射的頁面中選一個，換上要用的頁面，再重新進行引用。

頁表

• 每個進程都有自己的頁表，用于記錄自己的虛擬地址和物理內存地址的映射情況，頁表存在MMU。切換進程的時候,頁表也會切換。

• 頁表的最簡單實現是：把虛擬地址分成虛擬頁號（高位部分）和偏移0量（低位部分）。
  虛擬頁號作為頁表的索引，找到相應的頁表項，從而找到頁框號，再由頁框號和偏移量構成物理內存地址。
  如下圖：

  
  
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• 頁表項的結構基本如下：

  • 在/不在位：1有效；0無效，引發缺頁中斷
  • 修改位：1被修改過，移除頁框時要寫回磁盤；0未修改過，無需寫回磁盤。
  • 保護位：1讀/寫；2只讀

  • 高速緩存禁止位：對于映射到設備的頁面，不能用被緩存的副本，要用最新的內容。（如鍵盤）

    
    
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• 頁表并不保存頁面的磁盤地址，由另外的機制來保存。

關于分頁的兩個問題

1. 虛擬地址到物理內存地址的映射必須非常快
2. 如果虛擬地址空間很大，那頁表也會很大。

• 加速分頁過程
  解決第一個問題，使用快表（TLB）。

  • TLB是MMU的緩存，用于存儲經常被訪問到的頁表項。

  • 軟失效： 頁面訪問不在TLB，在內存。僅需更新一下TLB，不需要產生磁盤I/O。

  • 硬失效：頁面不在內存。發生缺頁中斷。

• 針對大內存的頁表
  解決第二個問題。

• 多級頁表

  • 把虛擬地址劃分為PT1,PT2，Offset，PT1作為頂級頁表的索引，PT2作為二級頁表的索引。

  • 結構上類似B+樹。

  • 一般最多2級，再往上會帶來更大的復雜性。

  • 對于32位還可以接受，64位需要耗費的空間太大。

    
    
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• 倒排頁表

  • 一個頁框為一個表項，而不是一個頁面為一個表項，這樣頁表的大小取決于頁框的數量而不是虛擬地址的大小。

  • 缺點：虛擬地址轉換為物理內存地址時要遍歷整個頁表。

  • 改進：使用哈希表來存儲。用虛擬地址來散列。這樣無需遍歷。

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頁面置換算法

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其他

• 分離數據段和代碼段，節省地址空間

  
  
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• 父子進程共享代碼段，數據段使用寫時復制。
  寫時復制即數據段在未被修改時共享，一旦發生修改操作，就復制數據段，父子進程擁有獨立的數據段。

• 清除策略
  啟動一個分頁守護進程的后臺進程，定期喚醒檢查分頁情況，在空閑頁框過少時，通過頁面置換算法確保空閑頁框的數量。