虚拟内存、分页与 TLB

虚拟内存给每个进程一个完整的地址空间假象。它同时提供三件事：隔离（进程互不干扰）、共享（物理页可被映射进多个进程）与超载（"比物理内存更大"的错觉）。本章讲分页、多级页表、TLB、置换算法与 mmap。

地址翻译

CPU 发出的都是虚拟地址，MMU（内存管理单元）查页表翻译成物理地址。翻译以页（典型 4 KB）为单位：虚拟地址 = 页号 + 页内偏移，页表记录每页的物理帧号与权限位（可读/写/执行、present、user/supervisor）。

为什么是分页不是分段：分段造成外部碎片（洞无法利用），分页只有内部碎片（每页至多浪费 4 KB）——页是"分配单位与使用单位解耦"的设计。

32 位/48 位地址空间的单级页表太大（4 KB 页、48 位地址需 512 GB 表项空间——比多数内存都大）。多级页表按需建立中间层：未用的区域中间级为空。多级页表以时间换空间——翻译要多查几级（每次一次访存），但表只在有映射时存在。

x86-64 典型四级：PGD → PUD → PMD → PTE，每次访存额外 4 次查表——不能忍，这就是 TLB 存在的原因。

**TLB（translation lookaside buffer）**缓存最近的翻译结果：几十到上千条目，命中一两个周期。TLB 命中率决定访存性能——一次 TLB 未命中要付出多级页表的多次访存（可达上百周期）。

大页（huge page，2 MB/1 GB）：一个条目覆盖更大范围，TLB 命中率提高——数据库与大内存应用的关键优化；代价是分配与碎片管理复杂；
上下文切换：切换进程要切页表，TLB 全失效（或用 ASID/PCID 标记进程避免）——上下文切换的隐性成本之一（→ 进程、线程与上下文切换）。

物理内存不足时置换谁？LRU 理想但不可精确实现（每次访存都要更新时间戳）。近似方案：

时钟算法（clock/second chance）：页表有引用位（硬件访问时置 1），指针扫描，引用位为 0 的换出、为 1 的清零再给一次机会——LRU 的硬件友好近似；
工作集：活跃页集合，置换出工作集外的页。

缺页：访问未映射页触发缺页中断，内核把页从磁盘调入（或 COW 复制、或按需零页）。缺页的代价是毫秒级（磁盘 I/O），比 TLB 未命中贵三个数量级——thrashing（频繁缺页）是系统卡死的形态。

写时复制（COW）：fork 不复制物理页，父子共享只读映射，谁写谁触发缺页复制——进程创建便宜的原因（→ 进程、线程与上下文切换）；
mmap：文件映射进地址空间，让文件访问变成内存访问——按需分页、共享映射（多进程共享文件页）、匿名映射（大块内存）。代价：缺页的间接性与 page cache 的一致性语义（fsync 仍要显式调用）。

物理内存不足时，不活跃页换出到磁盘（swap）："比物理内存更大"的错觉由此成立，代价是缺页的毫秒级惩罚。现代服务器倾向关 swap（确定性）或配少量 swap（应急）；容器与虚拟机的内存超卖依赖同样的机制。