虚拟内存

程序使用虚拟地址，硬件与操作系统负责把它转换成物理位置。分页把地址分成虚拟页号和页内偏移，用映射替换页号，偏移不变。虚拟地址如 0x7ffd4a2c 是程序视图中的位置，不要求物理内存中同编号位置保存该数据。

转换有不同成本。TLB 缓存了映射时可直接取得物理帧号；未命中就要查页表；若映射允许访问但数据不驻留，还可能陷入内核处理缺页。本课用 TLB 探测 1、内存读 100、存储服务 1,000,000 周期拉开量级，便于区分转换与调页。

次缺页（minor fault）不需要从存储设备读入，例如按需清零、写时复制或复用页缓存；主缺页（major fault）需要存储服务。两者都进入内核，但成本不同。本课只模拟从存储读入的主缺页。真实延迟随缓存、设备与系统状态变化，不是固定周期数。

虚拟内存如何工作

模型用六位虚拟地址表示 64 个字，分成八页、每页八字，映射到四个物理帧，共 32 个字。P0 是代码、P1 数据、P2 堆、P7 栈；P3–P6 未映射，作为地址空间中的空洞。四个合法页足够放入四帧，虚拟地址可命名的范围比物理容量大。

读取 a[9] 时，001001 拆成高三位虚拟页号 001（P1）和低三位偏移 001（页内字 1）。va//PAGE、va%PAGE 描述位字段，在这种固定 2 的幂分页下无需通用除法。

查找顺序如下：

1. TLB：本课两个全相联表项，匹配页号后取得帧号，保留偏移，读取数据。真实 TLB 可有多级、不同相联度和容量，不必都是同一种结构。
2. 页表：TLB 未命中后，读取内存中该页的映射。模型条目记录 valid 和帧号；valid 在此表示是否驻留。
3. 存储：映射存在、valid=0 时，本课触发主缺页。内核取空闲帧，读入整页，设置 valid，再恢复访问。帧由空闲表分配，与虚拟页号无对应要求。
4. 无映射：若页位于空洞，模型无法满足访问，终止进程并显示段错误，不会去磁盘找不存在的页。

转换公式为 pa = frame * PAGE + offset。同一映射的页和帧大小一致，页内位置不变。实际硬件可支持多种页大小，包括大页，不能把本课八字当成系统通用常量。

本课计费：TLB 命中为 1+100=101；驻留页表遍历为 1+100+100=201；主缺页为 1+100+1,000,000+100=1,000,201。探测或遍历之后仍须读取数据，不能只算转换成本。

逐步演示

默认十二次 load：0 1 2 · 8 9 10 · 16 17 18 · 3 4 5，依次访问代码、数据、堆，再回代码。

1. a[0]：P0、offset=0。TLB 空，页表有映射但 valid=0，缺页。空闲表给的是 F2，不是 F0。P0 的八字从存储进入 F2，valid 变 1，TLB 缓存 P0→F2。花 1,000,201 周期。
2. a[1]：TLB 命中 P0→F2，pa=2×8+1=17，花 101。
3. a[2]：同行映射命中，101。
4. a[8]：P1 数据页未驻留，遍历后缺页，下个空闲帧为 F0。相邻虚拟页在物理上反而倒序。花 1,000,201，TLB 两项为 P0→F2、P1→F0。
5. a[9]、a[10]：各命中，101。
6. a[16]：P2 缺页，进入 F3。TLB 已满，按 LRU 移除最后在第 3 次 load 使用的 P0→F2。P0 数据仍留在 F2，删除的只是缓存映射。
7. a[17]、a[18]：P2→F3 命中。
8. 第 10 次 a[3]：回 P0。TLB 未命中，查页表却发现 valid=1、frame=F2，没有缺页，只花 201。重新缓存 P0 映射。
9. 第 11、12 次 a[4]、a[5]：各 101。

汇总为三次主缺页、八次 TLB 命中、一次无缺页遍历、十六次内存读，总计 3,001,612 周期。其中三百万用于存储，其他仅 1612：十二次 TLB 探测、四次页表读、十二次数据读。地址拆位没有另加算术成本。线性比例条的细段受最小像素限制，不表示转换与存储时间接近。

TLB 节省什么

No TLB 仍读相同十二个地址，三次缺页时刻不变，总时间仍被存储主导。差异是内存读从 16 增到 24：每次 load 都要先读页表，再读数据。

“分页使一次访问多读一次表”不等于本运行总流量翻倍，因为启用 TLB 时本来也有四次遍历。16→24 是增加 50%。TLB 主要消除已缓存映射的页表访问，不消除页数据缺失。

TLB thrash 让四页循环三遍，超过两个表项的容量。每次回访前映射已被淘汰，命中率 0，每次都遍历，共 24 次内存读，和移除 TLB 一样。四页比两项多两页，不是一个额外页。物理数据仍可留在帧中，不能把反复 TLB 缺失当反复主缺页。

tight loop 的十二次 load 都在一页，只有一次缺页、十一次 TLB 命中、十三次内存读，展示页内局部性的收益。

若 dTLB 缺失高但缺页少，应检查转换工作集、布局、访问局部性，以及适合时的大页；若主缺页高，应检查驻留集合、首次访问与文件 I/O。增加 TLB 容量也能解决某些容量问题，但不是程序通常能直接改变的硬件参数。大页增加每项覆盖范围，也有自身分配与内存成本，需结合负载判断。

边界情况

• 首次访问可能缺页，不是必然。本模型所有合法页开始都不驻留；真实映射可能已预载或继承，文件页可能在页缓存中，按需清零或写时复制常属于次缺页。存储读取才构成这里区分的主缺页，测试应区分预热前后。
• TLB 未命中不等于缺页。默认第 10 次访问 P0 时数据一直在 F2，只需 201 周期的表与数据读。
• segfault 预设第四次读 a[40]，属于未映射 P5。付 TLB 探测和页表读取后终止，无磁盘服务或帧分配。后面排队的两次 load 灰显，不计成本。真实系统也可因权限失败报告段错误，信号处理由系统和程序决定。
• 分页转换保留所用页大小下的页内偏移。它不是对每个字任意重新排列。
• 四个合法页、四帧，永不因容量强迫逐出驻留页。选受害页、回写脏页等由页面置换课展示。

常见错误

• 把主缺页当普通慢内存读。本课存储服务比一次内存读高四个数量级，等待期间内核可调度其他任务。次缺页不访问存储，应单独看计数。
• 认为页表因为是“表”就免费。它本身在内存层次中，遍历可能多次依赖读取。常见 x86-64 有四级或五级分页，缓存和大页还会改变实际遍历成本。
• 认为相邻虚拟页必在相邻物理帧。P0→F2、P1→F0 已是反例。DMA 须遵守设备与 OS 映射、固定要求；有些设备需连续物理内存，scatter-gather 或 IOMMU 可支持不连续帧，普通 malloc 不保证 DMA 可用。
• 混淆已分配与已驻留。模型可有合法映射但 valid=0，虚拟大小与常驻集大小不是同一值。
• 只靠总耗时诊断 TLB。本例存储淹没转换差异，应读 TLB、minor、major 等计数。
• 认为段错误必然说明数据已损坏。它首先表示访问不被允许；未映射、写只读页、执行不可执行页都可能触发，具体原因要查映射与权限。

模型范围

真实系统常见 4 KB 基页，也可有其他基页和大页；x86-64 可有四或五级表，硬件页表遍历器负责读取。TLB 常分指令、数据并有多级，容量依核心而异。真实条目有访问权限、脏位、访问位、不可执行位，本课无权限与写时复制。

模型不包含 RAM 满后的受害选择、脏页写回、驻留抖动。周期数用来展示量级：DRAM 可能有几十至上百纳秒延迟，存储缺页还随 SSD、机械盘、排队、CPU 频率和内核工作变化，不能把一百万当实测常数。

在支持事件的平台上，可测：

perf stat -e page-faults,minor-faults,major-faults,dTLB-load-misses ./your-program

重点区分 minor 与 major，并结合 dTLB 缺失。macOS 的 vmmap、footprint 可看虚拟与驻留内存；sudo fs_usage -f pathname 可辅助观察相关文件读取，但不能把每条文件读取都等同于一次主缺页。工具和事件支持依平台而定。