核心挑战：超越物理内存
为了支持比物理内存更大的虚拟地址空间，操作系统需要在内存层级（Memory Hierarchy）中引入更底层的存储设备（如硬盘 or SSD）。
关键问题操作系统如何利用大而慢的设备，透明地提供巨大虚拟地址空间的假象？
为什么需要巨大地址空间？
- 易用性（Convenience）：程序员无需担心内存容量限制，可自然地分配内存，避免了早期“内存覆盖（Memory Overlays）”技术带来的手动管理负担。
- 多道程序（Multiprogramming）：支持多个进程并发运行。当物理内存不足以容纳所有进程的页时，操作系统必须能够将部分页换出到外部存储。
存储技术虽然硬盘（HDD）是传统的交换介质，但现代系统更多使用闪存（SSD）。目前只需假设存在一个大而慢的设备，用于构建虚拟内存的假象。
交换空间
交换空间（Swap Space） 是硬盘上开辟的一块空间，用于物理页的移入（Swap-in）和移出（Swap-out）。
- 基本单位：操作系统以 页（Page） 为单元读写交换空间。
- 寻址：操作系统必须记录给定页在硬盘上的地址（Disk Address）。
- 容量意义：交换空间的大小决定了系统在某一时刻能支持的最大虚拟内存页数。
硬盘上的其他交换目的地交换空间并非唯一的目的地。例如，二进制程序的代码页 最初就在硬盘上。当内存不足时，系统可以回收这些代码页的物理内存，因为它们是只读的，后续可以随时从原始二进制文件中重新加载，无需占用交换空间。
存在位
为了支持页交换，页表项（PTE）中引入了 存在位（Present Bit）。
- 存在位 = 1：页在物理内存中，流程与普通内存访问一致。
- 存在位 = 0：页不在物理内存中，而是在硬盘上。
页错误（Page Fault）
当进程访问一个存在位为 0 的页时，会触发 页错误（Page Fault）。
- 本质：这实际上是一种“页未命中（Page Miss）”。
- 处理机制：硬件无法处理此类访问，会触发异常并将控制权交给操作系统。
- 处理程序：操作系统调用 页错误处理程序（Page-Fault Handler） 来处理该异常。
术语说明虽然被称为“错误（Fault）”，但访问被交换到硬盘的合法地址是正常行为。之所以沿用此称呼，是因为其处理流程与非法访问导致的异常类似，都需要硬件中断当前执行并陷入内核态。
页错误处理流程
当页错误发生时，操作系统负责将缺失的页从硬盘换入内存。
- 查找硬盘地址：操作系统通过 PTE 中的相关位（通常在页不在内存时复用 PFN 字段）获取该页在硬盘上的位置。
- 发起 I/O 请求：操作系统发出读取硬盘的请求，将页载入物理内存。
- 更新页表：I/O 完成后，操作系统更新 PTE，将存在位设为 1，并填入正确的 PFN。
- 重试指令：恢复进程运行并重试触发故障的指令。此时 TLB 仍会未命中，但随后的页表查找将成功命中内存。
为什么由软件处理页错误？
- 性能开销可忽略：硬盘 I/O 极其缓慢（毫秒级），相比之下操作系统的处理开销极小。
- 硬件简化：处理页错误需要了解交换空间、I/O 协议等复杂细节，交给操作系统处理能显著简化硬件设计。
多道程序的交叠（Overlap）在等待硬盘 I/O 完成期间，故障进程处于 阻塞（Blocked） 状态。操作系统会切换到其他就绪进程运行，从而充分利用 CPU 资源。
内存满了怎么办
如果物理内存已满，在换入新页之前，操作系统必须先换出（Page out）一个或多个页。
- 页交换策略（Page-replacement policy）：决定选择哪些页被替换的过程。
- 性能影响：错误的替换决策会导致程序频繁访问硬盘，性能下降数万倍。具体的替换算法将在下一章详细讨论。
完整控制流
通过硬件（TLB/页表查找）与软件（页错误处理）的配合，我们可以总结出内存访问的完整控制流。
硬件处理逻辑 (TLB & Page Table)
当 CPU 发起内存访问时，硬件首先尝试在 TLB 中查找转换关系。
VPN = (VirtualAddress & VPN_MASK) >> SHIFT
(Success, TlbEntry) = TLB_Lookup(VPN)
if (Success == True) // TLB Hit
if (CanAccess(TlbEntry.ProtectBits) == True)
Offset = VirtualAddress & OFFSET_MASK
PhysAddr = (TlbEntry.PFN << SHIFT) | Offset
Register = AccessMemory(PhysAddr)
else
RaiseException(PROTECTION_FAULT)
else // TLB Miss
PTEAddr = PTBR + (VPN * sizeof(PTE))
PTE = AccessMemory(PTEAddr)
if (PTE.Valid == False)
RaiseException(SEGMENTATION_FAULT)
else
if (CanAccess(PTE.ProtectBits) == False)
RaiseException(PROTECTION_FAULT)
else if (PTE.Present == True)
// 硬件管理 TLB 的情况
TLB_Insert(VPN, PTE.PFN, PTE.ProtectBits)
RetryInstruction()
else if (PTE.Present == False)
RaiseException(PAGE_FAULT) TLB 未命中的三种情况：
- 页存在且有效：硬件从页表中获取 PFN，插入 TLB 并重试指令。
- 页有效但不在内存：触发 页错误（Page Fault），交给操作系统处理。
- 页无效：访问非法地址，触发 段错误（Segmentation Fault），通常会导致进程被终止。
软件处理逻辑 (OS Page-Fault Handler)
当硬件抛出页错误异常后，操作系统接管并执行以下步骤：
PFN = FindFreePhysicalPage()
if (PFN == -1) // 内存已满
PFN = EvictPage() // 运行替换算法换出旧页
DiskRead(PTE.DiskAddr, PFN) // 发起磁盘 I/O 并阻塞进程
PTE.present = True // 更新页表状态
PTE.PFN = PFN
RetryInstruction() // 重新执行指令- 分配物理帧：寻找空闲物理页，若内存已满则调用替换算法腾出空间。
- 磁盘换入：从交换空间读取数据（此过程进程阻塞，OS 可切换其他进程）。
- 更新与重试：更新 PTE 状态，重试指令。此时会再次触发 TLB 未命中，但随后的硬件查找将成功命中内存。
交换何时真正发生
操作系统通常不会等到内存完全耗尽才开始换出页，而是采取更主动的策略。
水位线机制 (Watermarks)
操作系统通过设置 高水位线 (HW) 和 低水位线 (LW) 来触发内存释放：
- 触发条件：当可用内存少于 LW 时，后台线程开始运行。
- 停止条件：直到可用内存达到 HW，后台线程进入休眠。
这个后台线程通常被称为 交换守护进程 (Swap Daemon) 或 页守护进程 (Page Daemon)。
性能优化：聚集与分组
为了提高磁盘效率，操作系统通常会将多个待写入的页 聚集 (Cluster) 或 分组 (Group) 后一次性写入交换空间。这减少了磁盘寻道和旋转开销，显著提升了 I/O 性能。
后台工作的优势将任务（如磁盘写入缓冲）放在后台运行，不仅可以合并操作提高硬件效率，还能优化写入延迟，并利用系统空闲时间完成工作。
小结
- 透明性：超越物理内存的机制（页交换）对进程是透明的，进程只需关注其私有的虚拟地址空间。
- 关键机制：通过 存在位 (Present Bit) 标识页的位置，利用 页错误处理程序 实现按需换入。
- 性能代价：虽然提供了巨大空间的假象，但最坏情况下（频繁触发磁盘 I/O），单条指令的执行时间可能从纳秒级飙升至毫秒级。