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虚拟内存
现代系统提供了一种对主存的抽象概念，叫做虚拟内存(VM)。虚拟内存是硬件异常、硬件地址翻译、主存、磁盘文件和内核软件的完美交互，它为每个进程提供了一个大的、一致的和私有的地址空间。通过一个很清晰的机制，虚拟内存提供了三个重要的能力：
- 它将主存看成是一个存储在磁盘上的地址空间的高速缓存，在主存中只保存活动区域，并根据需要在磁盘和主存之间来回传送数据，通过这种方式，它高效的使用了主存。
- 它为每个进程提供了一致的地址空间，从而简化了内存管理。
- 它保护了每个进程的地址空间不被其他进程破坏。
物理和虚拟寻址
计算机系统的主存被组织成一个由 M 个连续的字节大小的单元组成的数组。每字节都有一个唯一的物理地址，第一个字节的地址为 0，接下来的字节地址为 1，再下一个为 2，以此类推。给定这种简单的结构，CPU 访问内存的最自然的方式就是使用物理地址。这种方式称为物理寻址。下图展示了一个物理寻址的示例，该示例的上下文是一条加载指令，它读取从物理地址 4 处开始的 4 字节。当 CPU 执行这条加载指令时，会生成一个有效物理地址，通过内存总线，把它传递给主存。主存取出从物理地址 4 处开始的 4 字节，并将它返回给 CPU，CPU 会将它存放在一个寄存器里。
虚拟内存作为缓存的工具
虚拟内存被组织为一个由存放在磁盘上的 N 个连续的字节大小的单元组成的数组。每字节都有一个唯一的虚拟地址，作为到数组的索引。磁盘上数组的内容被缓存在主存中。和存储器层次结构中其它缓存一样，磁盘(较低层)上的数据被分割成块，这些块作为磁盘和主存(较高层)之间的传输单元。VM 系统通过将虚拟内存分割为称为虚拟页的大小固定的块来处理这个问题。类似的，物理内存被分割为物理页，大小也为 P 字节(物理页也被称为页帧)。
在任意时刻，虚拟页面的集合都分为三个不相交的子集：
- 未分配的：VM 系统还未分配(或者创建)的页。未分配的块没有任何数据和它们相关联，因此也就不占用任何磁盘空间。
- 缓存的：当前已缓存在物理内存中的已分配页。
- 未缓存的：未缓存在物理内存中的已分配页。
DRAM 缓存的组织结构
为了有助于清晰理解存储层次结构中不同的缓存概念，使用术语SRAM 缓存来标识位于 CPU 和主存之间的 L1、L2 和 L3 高速缓存，并且用术语 DRAM 缓存来表示虚拟内存系统的缓存，它在主存中缓存虚拟页。
在存储层次结构中，DRAM 缓存的位置对它的组织结构有很大的影响。DRAM 比 SRAM 要慢大约 10 倍，而磁盘要比 DRAM 慢大约 100000 多倍。因此 DRAM 缓存中的不命中比起 SRAM 缓存中的不命中要昂贵的多，这是因为 DRAM 缓存不命中要由磁盘来服务，而 SRAM 缓存不命中通常是由基于 DRAM 的主存来服务的。而且，从磁盘的一个扇区读取第一个字节的时间开销比起读这个扇区中连续的字节要慢大约 100 000 倍。归根到底，DRAM 缓存的组织结构完全是由巨大的不命中开销驱动的。
因为大的不命中处罚和访问第一个字节的开销，虚拟页往往很大，通常是 4KB~2MB。由于大的不命中处罚，DRAM 缓存是全相联的，即任何虚拟页都可以放置在任何的物理页中。不命中时的替换策略也很重要，因为替换错了虚拟页的处罚也非常之高。因此，与硬件对 SRAM 缓存相比，操作系统对 DRAM 缓存使用了更复杂精密的替换算法。最后，因为对磁盘的访问时间很长，DRAM 缓存总是使用写回，而不是直写。
内存映射
Linux 通过将一个虚拟内存区域与一个磁盘上的对象关联起来，以初始化这个虚拟内存区域的内容，这个过程称为内存映射。虚拟内存区域可以映射到两种类型的对象中的一种：
- Linux 文件系统中的普通文件：一个区域可以映射到一个普通磁盘文件的连续部分，例如一个可执行目标文件。文件区被分成页大小的片，每一片包含一个虚拟页面的初始内容。因为按需进行页面调度，所以这些虚拟页面没有实际交换进入物理内存，直到 CPU 第一次引用到页面(即发射一个虚拟地址，落在地址空间这个页面的范围之内)。如果区域比文件区要大，那么就用零来填充这个区域的余下部分。
- 匿名文件：一个区域也可以映射到一个匿名文件，匿名文件是由内核创建的，包含的全是二进制零。CPU 第一次引用这样一个区域内的虚拟页面时，内核就在物理内存中找到一个合适的牺牲页面，如果该页面被修改过，就将这个页面换出来，用二进制零覆盖牺牲页面并更新页表，将这个页面标记为是驻留在内存中的。注意在磁盘和内存之间并没有实际的数据传送。因为这个原因，映射到匿名文件的区域中的页面有时也叫作请求二进制零的页。
无论在哪种情况中，一旦一个虚拟页面被初始化了，它就在一个由内核维护的专门的交换文件之间换来换去。交换文件也叫做交换空间或者交换区域。需要意识到的很重要的有点是，在任何时刻，交换空间都限制着当前运行着的进程能够分配的虚拟页面的总数。
动态内存分配
动态内存分配器维护着一个进程的虚拟内存区域，称为堆(heap)。如下图，系统之间细节不同，但是不失通用性，假设堆是一个请求二进制零的区域，它紧接在未初始化的数据区域后开始，并向上生长(向更高的地址)。对于每个进程，内核维护着一个变量 brk，它指向堆的顶部。
分配器将堆视为一组不同大小的块的集合来维护。每个块就是一个连续的虚拟内存片，要么已分配的，要么是空闲的。已分配的块显示地保留为供应用程序使用。空闲块可用来分配。空闲块保持空闲，直到它显示地被应用所分配。一个已分配的块保持已分配状态，直到它被释放，这种释放要么是应用程序显示执行的，要么是内存分配器自身隐式执行的。
分配器有两种基本风格，1：显式分配器；2：隐式分配器
碎片
造成堆利用率很低的主要原因是一种称为碎片的现象，虽然有未使用的内存但不能用来满足分配请求时，就发生这种现象。有两种形式的碎片：内部碎片和外部碎片。
内部碎片是在一个已分配块比有效载荷大时发生的。内部碎片的量化是简单明了的。它就是已分配块大小和它们的有效载荷大小之差的和。因此，在任意时刻，内部碎片的数量只取决于以前请求的模式和分配器的实现方式。
外部碎片是当空闲内存合计起来足够满足一个分配请求，但是没有一个单独的空闲块足够大可以来处理这个请求时发生的。
外部碎片比内部碎片的量化要困难的多，因为它不仅取决于以前请求的模式和分配器的实现方式，还取决于将来请求的模式。例如：假设在 k 个请求之后，所有空闲块的大小都恰好是 4 个字。这个堆会有外部碎片吗？答案取决于将来请求的模式。如果将来所有的分配请求都要求小于或者等于 4 个字的块，那么就不会有外部碎片。另一方面，如果有一个或者多个请求要求比 4 个字打的块，那么这堆就会有外部碎片。
因为外部碎片难以量化且不可能预测，所以分配器通常采用启发式策略来试图维持少量的大空闲块，而不是维持大量小的空闲块。
垃圾收集器
垃圾收集器是一种动态内存分配器，它自动释放程序不再需要的已分配块。这些块被称为垃圾。自动回收堆内存储的过程叫做垃圾收集。
垃圾收集器将内存视为一张有向可达图，其形式如下图，该图的节点被分成一组根节点(root node)和一组堆节点(heap node)。每个节点对应于堆中的一个已分配块。有向边 p ->q 意味着块 p 中的某个位置指向块 q 中的某个位置。根节点对应于这样一种不在堆中的位置，它们中包含指向堆中的指针。这些位置可以是寄存器、栈里的变量，或者是虚拟内存中读写数据区域内的全局变量。
当存在一条从任意跟几点出发并到达 p 的有向路径时，节点 p 是可达的。在任何时刻，不可达节点对应于垃圾，是不能被应用再次使用的。垃圾收集器的角色是维护可达图的某种表示，并通过释放不可达节点且将它们返回给空闲链表，来定期地回收它们。
小结
虚拟内存是对主存的一个抽象。支持虚拟内存的处理器通过使用一种叫做虚拟寻址的间接形式来引用主存。处理器产生一个虚拟地址，在被发送到主存之前，这个地址被翻译成一个物理地址。从虚拟地址空间到物理地址空间的地址翻译要求硬件和软件紧密合作。专门的通过使用页表来翻译虚拟地址，而页表的内容是由操作系统提供的。
虚拟内存提供三个重要的功能。第一，它在主存中自动缓存最近使用的存放磁盘上的虚拟地址空间的内容。虚拟内存缓存中的块叫页。对磁盘上页的引用会触发缺页，缺页将控制转移到操作系统中的一个缺页处理程序。缺页处理程序将页面从磁盘复制到主存缓存，如果必要，将写回被驱逐的页。第二，虚拟内存简化了内存管理，进而又简化了链接、在进程间共享数据、进程的内存分配以及程序加载。最后，虚拟内存通过在每条页表条目中加入保护位，从而简化了内存保护。
地址翻译过程必须和系统中所有的硬件缓存的操作集成在一起。大多数页表条目位于 L1 高速缓存中，但是一个称为 TLB 的页表条目的片上高速缓存，通常会消除访问在 L1 上的页表条目的开销。
现代系统通过将虚拟内存片和磁盘上的文件片关联起来，来初始化虚拟内存片，这个过程称为内存映射。内存映射为共享数据、创建新的进程以及加载程序提供了一种高效的机制。动态内存分配器是一个感觉像系统级程序的应用级程序，它直接操作内存，而无需类型系统的很多帮助。分配器有两种类型。显式分配器要求应用显式地释放它们的内存块。隐式分配器(垃圾收集器)自动释放任何未使用的和不可达的块。
