虚拟内存管理器(vmm)性能概述

虚拟地址空间划分成段。每段的大小是256 MB，它是虚拟内存地址空间中一个邻接的部分，数据对象可映射到该空间。

进程对数据的寻址能力按段（或对象）的级别进行管理，所以段既可以在进程间共享，也可以进行专门维护。例如，进程可共享代码段但拥有独立和专用的数据段。

实际内存管理

虚拟内存段划分成固定大小的单元叫做页。缺省页面大小是4096 字节。某些系统也支持大页面，通常只能通过系统调用shmat 访问。段中的每页在需要之前可位于实际内存（RAM）中，或存储在磁盘上。同样，实际内存也可以划分成4096 字节的页面帧。VMM 的角色是管理分配实际内存页面帧并且解析程序对虚拟内存页面的引用，这些页面当前不在实际内存中或还不存在（例如，当进程第一次引用其数据段的某一页时）。

因为在任何给定时刻使用的虚拟内存数量可能比实际内存大，所以VMM 必须将余量存储在磁盘上。从性能的观点来看，VMM 有两个稍微对立的目标：

·最小化使用虚拟内存的总处理器时间和磁盘带宽代价

·最小化缺页故障的响应时间代价

在跟踪这些目标时，VMM 维护一个页面帧的空闲列表，它可用于补偿缺页故障。VMM 使用了一个页面替换算法来确定当前处于内存中的哪些虚拟内存页要将它们的页面帧重新指定到空闲列表中。页面替换算法使用了几个机制：

·虚拟内存段分成持久段或工作段。

·虚拟内存段分成包含计算内存或文件内存。

·跟踪在访问时引起缺页故障的虚拟内存页。

·缺页故障分成新页故障或重新调页故障。

·在每个虚拟内存段中维护一个重新调页故障率的统计信息。

·用户可调阈值影响页面替换算法的结果。

以下各节较详细地描述了空闲列表和页面替换机制。

空闲列表

VMM 维护一个空闲页面帧的逻辑列表，它用于解决缺页故障。在绝大多数环境中，VMM 偶尔必须通过重新指定由运行进程占有的一些页面帧来添加到空闲列表中。需要重新指定页面帧的虚拟内存页由VMM 的页面替换算法进行选择。VMM 阈值决定了重新指定的帧的数量。

持久段与工作段对比:

持久段的页面在磁盘上的存储位置是永久性的。包含数据或可执行程序的文件映射到持久段中。因为持久段的每一页都有永久的磁盘存储位置，所以当页面被更改且不能再留在实际内存中时，VMM 将该页写回到那个位置。当页面被选择放置到空闲列表中时，如果它没有更改过则不需要I/O 操作。如果后来再次引用到该页，那么就从它的永久磁盘存储位置读入一个新副本。

工作段是暂时的，它们仅在由进程使用时才存在，且没有永久的磁盘存储位置。进程堆栈和数据区域映射到工作段，这一点和内核文本段、内核扩展文本段、共享库文本段和数据段相同。当工作段的页面不能保存在实际内存中时，它们也必须占有磁盘存储位置。磁盘调页空间就是用于这个目的。

下列插图显示某些类型的段和它们的页面在磁盘上的位置之间的关系。它还显示了页面在实际内存中时实际（专有）的位置。

图形持久和工作存储段. 该插图显示某些类型的段和它们的页面在磁盘上的位置之间的关系。它还显示了页面在实际内存中时实际（专有）的位置。工作段是暂时的，这意味着它们仅在由进程使用时才存在并且没有永久的磁盘存储位置。进程堆栈和数据区域映射到工作段，这一点和内核文本段、内核扩展文本段、共享库文本段和数据段相同。当工作段的页面不能保存在实际内存中时，它们也必须占有磁盘存储位置。磁盘调页空间就是用于这个目的。

持久段类型可进一步划分。客户段用于映射远程文件（例如，正通过NFS 访问的文件），包括远程可执行程序。客户段的页面通过网络保存和恢复到它们的永久文件位置，而不是在本地磁盘调页空间。日志和延迟段是必须自动更新的持久段。如果选择从实际内存中除去（调出页）的页面来自于某个日志段或延迟段，那么必须将它写到磁盘调页空间中，除非它处于一种允许它提交（写到它的永久文件位置）的状态。

计算内存对比文件内存

算内存也称为计算页面，它由属于工作存储器段或程序文本（可执行文件）段中的页面组成。文件内

存（或文件页面）由其余页面组成。这些通常是来自持久存储器中永久数据文件的页面。

页面替换

当空闲列表中可用的实际内存帧数量减少时就会调用一个页面替换器（stealer）。页面替换器在整个页面帧表（PFT）中移动，寻找可替换（steal）的页面。PFT 中包含一些标志用来

表示哪些页已经被引用，哪些页已经被修改。如果页面替换器遇到一个已经引用的页，它不会替换这个页而是为该页重新设置引用标志。在下一次钟针（页面替换器）经过该页且引用位仍未启用时，它便被替换。初次通过时未被引用的页面会立即得到替换。修改标志表示该页进入内存后上面的数据已经改变。当页面要被替换时，如果设置了修改标志，那么在替换该页之前进行页面调出调用。属于工作段的页面写入调页空间；而持久段中的页面写到磁盘上。图形页面替换示例. 此插图从三个表中摘选而成。第一个表是具有四列的页面帧表，它包含实际地址、段类型、引用标志和修改标志。第二个表叫做空闲列表，它包含所有空闲页的地址。最后一个表代表除去所有空闲地址后最终得到的页面帧表。

除了页面替换以外，算法还可通过使用一个包含最近缺页故障标识的历史缓冲区来跟踪新页故障（第一次引用）和重新调页故障（引用已经调出的页）。然后它可以尽量平衡文件（持久数据）页面的调出和计算（工作存储器或程序文本）页面的调出。当进程退出时，它的工作存储器立刻释放并且它的关联内存帧也放回到空闲列表中。然而由该进程打开的任何文件可保留在内存中。如果线程在单处理器上运行，那么页面替换可直接在线程作用域中进行。在多处理器系统中，页面替换通过内核进程lrud 进行，在达到阈值minfree 时，该进程被分派到CPU 中。从AIX 4.3.3 开始，内核进程lrud 是多线程的，每个存储池中一个线程。根据CPU 数量和RAM 大小将实际内存划分成平均大小的存储池。系统中存储池的数量可通过运行命令vmtune -A 来确定。在AIX 4.3.3 和后续版本中，使用命令vmtune -m 更改存储池数量，这将在系统引导时进行配置。数值minfree 和maxfree 在命令vmtune 的输出中，它们是每个存储池的minfree 和maxfree 的总和。

重新调页

缺页故障要么是新页故障要么是重新调页故障。如果没有最近引用页面的记录的话，会出现一个新页故障。而出现重新调页故障是指一个知道其最近已经引用的页再次被引用，但由于该页在上次访问后已经被替换（可能写到磁盘上）而在内存中找不到它。理想的页面替换策略通过总是替换那些不会再次引用的页面帧而完全减少重新调页故障（假设有足够的实际内