明明记得分页已经写过了，怎么找不到了，继续操作系统导论。到目前为止，我们讨论的地址空间都非常小，能够放入物理内存中。事实上，我们假设每个正在运行的进程的地址空间都是放入在内存中。这一篇里，我们放开这些假设，并且假设我们需要支持更多同时运行的巨大地址空间。

为了达到这个目的，我们需要在内存层级上再加一层。为了支持更大的地址空间，操作系统需要把当前没有在用的那部分地址空间找个地方存起来。一般来说，这个地方有一个特点，那就是比内存有更大的容量。因此，一般来说也会更慢。那我们的关键问题就是：

操作系统如何利用大而慢的设备，透明的提供巨大虚拟地址空间的假象。

那么为什么我们需要支持巨大的地址空间？答案是方便和易用性。有了巨大的地址空间，我们就不必在担心数据结构是否足够空间存储，只需要自然的编写程序，根据需要分配内存即可。在早期的系统使用”内存覆盖“，还需要手动移入、移出内存中的代码或者数据，在访问某些数据之前，还需要先安排将代码或数据转入内存。

我们要做的第一件事情，就是在磁盘上开辟一块空间用于物理页的移入和移出。在操作系统中，这样的空间叫做交换空间（swap space），因为我们将内存中的页交换到其中，在需要的时候又交换回去。因此，我们需要操作系统能够以页大小为单元读取或写入交换空间，为了达到这个目的，操作系统需要记录给定页的磁盘地址。

我们需要注意，交换空间不是唯一的磁盘交换目的地。假设我们运行一段程序，这段代码最开始是在磁盘上的，但是程序运行时，他被加载到内存中，如果操作系统需要在物理内存中腾出一些空间，则可以安全的重新使用这些代码页的内存空间，因为稍后需要它时又可以从磁盘上加载进来。

我们回想一下内存引用发生了什么。硬件首先从虚拟地址中获得虚拟页号，检查TLB是否命中，如果命中，则获取物理地址并从内存中取回。如果TLB未命中，即找不到虚拟页号，则硬件在内存中查找页表，通过虚拟页号查找到页表项，如果页有效并且存在于物理内存中，则硬件从页表项中获取物理帧号，然后插入到TLB中，再次重试该指令，这次TLB会命中。

但是如果希望允许页交换到磁盘，必须添加更多的机制。具体来说就是，硬件在页表项中查找时，可能发现页不在物理内存中。硬件判断是否在内存中的方法，是通过页表项的一个标识，即存在位。如果存在位设置为1，则表示该页存在于物理内存中。如果设置为0，则页不在内存中，而在硬盘上。访问不在内存中的页，这种行为被称为页错误（page fault）。

如果页不存在时，都是由操作系统来处理页错误。操作系统需要知道所需要的页在哪里，一般都是把信息存放在页表中，利用页表项的一些位来存储磁盘地址。当操作系统接收到页错误时，他会在页表项中查找地址，并将请求发送到磁盘，将页读到内存中。当磁盘IO完成时，操作系统会更新页表，标记为该页存在，并更新页表项中的物理帧号来记录页的内存位置，并重试指令。下一次重新访问TLB还是未命中，再走一遍上述过程，将页表中的地址更新到TLB中。

在磁盘IO时，进程将处于阻塞状态，因此发生页错误时，操作系统会运行其他可执行的程序，即发生进程调度。

页错误的时，操作系统的一个大概处理流程，首先，操作系统必须要为将要换入的页找到一个物理帧，如果没有这样的物理帧，将不得不等待交换算法的运行，从内存中剔除一些页，释放振供着里使用。在获得物理帧后，处理程序发出IO请求从交换空间读取页。最后，当这个IO操作完成时，操作系统更新页表并重试指令。重试将导致TLB未命中，然后再一次重试，TLB命中，此时硬件将可以正常访问所需的值。

交换是在什么时候发生的？首先肯定不能等到内存满了再发生交换，所以操作系统会更主动的预留一小部分空闲内存。大多数的操作系统都会设置高水位线、低水位线。当操作系统发现有少于低水位个页可用时，后台释放内存的线程会开始运行，直到有高水位个可用页。这个后台线程被称为交换守护进程或者页守护进程，然后它会进入休眠状态。

这个过程一般会有一些性能优化，许多系统会把要写入的页2或分组，同时写入到交换空间，提高磁盘效率。

把工作放到后台，是个比较常见的优化手段，通常把操作放在后台，一方面可以允许这些操作合并执行，一方面更好的利用了空闲时间。

再一次印证了我的那句话，所有好的设计、实践，几乎都来自于操作系统，或者说操作系统都已经实践过了。

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