I. Giới thiệu về hệ điều hành Linux

Linux là một hệ điều hành họ UNIX miễn phí được sử dụng rộng rãi hiện

nay. Được viết vào năm 1991 bởi Linus Toward, hệ điều hành Linux đã thu

được những thành công nhất định. Là một hệ điều hành đa nhiệm, đa người

dùng, Linux có thể chạy trên nhiều nền phần cứng khác nhau. Với tính năng

ổn định và mềm dẻo, Linux đang dần được sử dụng nhiều trên các máy chủ

cũng như các máy trạm trong các mạng máy tính. Linux còn cho phép dễ

dàng thực hiện việc tích hợp nó và các hệ điều hành khác trong một mạng

máy tính như Windows, Novell, Apple ... Ngoài ra, với tính năng mã nguồn

mở, hệ điều hành này còn cho phép khả năng tùy biến cao, thích hợp cho các

nhu cầu sử dụng cụ thể.

II. Tổng quan về quản lý bộ nhớ trong Linux

Trong hệ thống máy tính, bộ nhớ là một tài nguyên khan hiếm. Cho dù có

bao nhiêu bộ nhớ đi chăng nữa thì vẫn không đáp ứng đủ nhu cầu của người

sử dụng. Các máy tính cá nhân hiện nay đã trang bị ít nhất 128Mb bộ nhớ.

Các máy chủ server có thể lên đến hàng gigabyte bộ nhớ. Thế nhưng nhu cầu

bộ nhớ vẫn không được thỏa mãn.

Linux có cách tiếp cận và quản lý bộ nhớ rất rõ ràng. Các ứng dụng trên

Linux không bao giờ được phép truy cập trực tiếp vào địa chỉ vật lý của bộ

nhớ. Linux cung cấp cho các chương trình chạy dưới HĐH - còn gọi là tiến

trình - một mô hình đánh địa chỉ phẳng không phân đoạn segment:offset như

DOS. Mỗi tiến trình chỉ thấy được một vùng không gian địa chỉ của riêng

nó. Hầu như tất cả các phiên bản của UNIX đều cung cấp cách bảo vệ bộ

nhớ theo cơ chế bảo đảm không có tiến trình nào có thể ghi đè lên vùng nhớ

của tiến trình khác đang hoạt động hoặc vùng nhớ của hệ thống. Nói chung,

bộ nhớ mà hệ thống cấp phát cho một tiến trình không thể nào đọc hoặc ghi

bởi một tiến trình khác.

Trong hầu hết các hệ thống Linux và UNIX, con trỏ được sử dụng là một số

nguyên 32 bit trỏ đến một ô nhớ cụ thể. Với 32 bit, hệ thống có thể đánh địa

chỉ lên đến 4 GB bộ nhớ. Mô hình bộ nhớ phẳng này dễ truy xuất và xử lý

hơn bộ nhớ phân đoạn segment:offset. Ngoài ra, một vài hệ thống còn sử

dụng mô hình địa chỉ 64 bit, như vậy không gian địa chỉ có thể mở rộng ra

đến terabyte.

Để tăng dung lượng bộ nhớ sẵn có, Linux còn cài đặt chương trình phân

trang đĩa tức là một lượng không gian hoán đổi nào đó có thể phân bố trên

đĩa. Khi hệ thống yêu cầu nhiều bộ nhớ vật lý, nó sẽ đưa các trang không

hoạt động ra đĩa, nhờ vậy bạn có thể chạy những ứng dụng lớn hơn và cùng

lúc hỗ trợ nhiều người sử dụng. Tuy vậy, việc hoán đổi không thay được

RAM vật lý, nó chậm hơn vì cần nhiều thời gian để truy cập đĩa. Kernel

cũng cài đặt khối bộ nhớ hợp nhất cho các chương trình người sử dụng và bộ

đệm đĩa tạm thời (disk cache). Theo cách này, tất cả bộ nhớ trống dành để

nhớ tạm và bộ nhớ đệm (cache) sẽ giảm xuống khi bộ xử lý chạy những

chương trình lớn.

CHƯƠNG II

CƠ CHẾ PHÂN ĐOẠN, PHÂN TRANG

I. Sự phân đoạn

Linux sử dụng cơ chế phân đoạn để phân tách các vùng nhớ đã cấp phát cho

hạt nhân và các tiến trình. Hai phân đoạn liên quan đến 3GB đầu tiên ( từ 0

đến 0xBFFF FFFF ) của không gian địa chỉ tiến trình và các nội dung của

chúng có thể được đọc và chỉnh sửa trong chế độ người dùng và trong chế

độ Kernel. Hai phân đoạn liên quan đến GB thứ 4 (từ 0xC000 0000 đến

0xFFFF FFFF ) của không gian địa chỉ tiến trình và các nội dung của nó có

thể được đọc và chỉnh sửa duy nhất trong chế độ Kernel. Theo cách này, dữ

liệu và mã Kernel được bảo vệ khỏi sự truy cập không hợp lý của các tiến

trình chế độ người dùng.

__

4 GB--->|

Kernel

| Kernel Space (Code + Data/Stack)

__|

3 GB--->|-------------------------|

__

2 GB--->|

1 GB--->|

Tasks

| User Space (Code + Data/Stack)

|________________|

__|

0x00000000

Kernel/User Linear addresses

II. Sự phân trang

1. Nhu cầu phân trang

Vì có quá ít bộ nhớ vật lý so với bộ nhớ ảo nên HĐH phải chú trọng làm sao

để không lãng phí bộ nhớ vật lý. Một cách để tiết kiệm bộ nhớ vật lý là chỉ

load những trang ảo mà hiện đang được sử dụng bởi một chương trình đang

thực thi. Ví dụ, một chương trình cơ sở dữ liệu thực hiện một truy vấn vào

cơ sở dữ liệu. Trong trường hợp này không phải toàn bộ cơ sở dữ liệu được

load vào bộ nhớ mà chỉ load những bản ghi có liên quan. Việc mà chỉ load

những trang ảo vào bộ nhớ khi chúng được truy cập dẫn đến nhu cầu về

phân trang.

2. Trang lưu trữ ( page cache)

Cache là tầng nằm giữa phần quản lý bộ nhớ kernel và phần vào ra của đĩa.

Các trang mà kernel hoán đổi không được ghi trực tiếp lên đĩa mà được ghi

vào cache. Khi cần vùng nhớ trống thì kernel mới ghi các trang từ cache ra

đĩa.

Đặc tính chung của các trang trong danh sách trang theo chuẩn LRU(Least

Recently Used : ít sử dụng thường xuyên nhất) là :

- active_list : là những trang có page -> age > 0, chứa hoặc không chứa dữ

liệu, và có thể được ánh xạ bởi một mục trong bảng trang tiến trình.

- inactive_dirty_list : là những trang có page -> age == 0, chứa hoặc không

chứa dữ liệu, và không được ánh xạ bởi bất kì một mục nào trong bảng trang

tiến trình.

- inactive_clean_list : mỗi vùng có inactive_dirty_list của riêng nó, chứa các

trang clean với age == 0, và không được ánh xạ bởi bất kì một mục nào

trong bảng trang tiến trình.

Trong khi quản lý lỗi trang, kernel sẽ tìm kiếm các trang lỗi trong page

cache. Nếu lỗi được tìm thấy thì nó được đưa đến active_list để đưa ra thông

báo.

* Vòng đời của một User Page

1. Trang P được đọc từ đĩa vào bộ nhớ và được lưu vào page cache. Có thể

xảy ra một trong các trường hợp sau :

* Tiến trình A muốn truy cập vào trang P. Nó sẽ được trình quản lý

lỗi trang kiểm tra xem có tương ứng với file đã được ánh xạ không. Sau đó

nó được lưu vào page cache và bảng trang tiến trình. Từ đây vòng đời của

trang bắt đầu trên active_list, nơi mà nó vẫn được lưu giữ kể cả khi đang

được sử dụng.

hoặc :

* Trang P được đọc trong suốt quá trình hoạt động của đầu đọc hoán

đổi, và được lưu vào page cache. Trong trường hợp này, lý do mà trang được

đọc đơn giản chỉ vì nó là một phần của cluster trong các khối trên đĩa. Một

loạt các trang liên tiếp nhau trên đĩa sẽ được đọc mà không cần biết các trang

này có cần hay không. Chúng ta cũng không cần quan tâm đến việc thông

báo cho các trang này nếu chúng mất đi khi không dùng, vì chúng có thể

phục hồi ngay lập tức cho dù không còn được tham chiếu đến nữa.

hoặc :

* Trang P được đọc trong suốt quá trình hoạt động của đầu đọc

cluster ánh xạ bộ nhớ. Trong trường hợp này, một chuỗi các trang liền nhau

tiếp sau trang lỗi trong file ánh xạ bộ nhớ được đọc. Những trang này bắt

đầu vòng đời của chúng trong page cache kết hợp với file ánh xạ bộ nhớ và

trong active_list.

2. Trang P được ghi bởi tiến trình, do đó có chứa dữ liệu ( dirty ). Lúc này

trang P vẫn ở trên active_list.

3. Trang P không được sử dụng trong một thời gian. Sự kích hoạt định kì

của hàm kswapd() (kernel swap daemon) sẽ giảm dần biến đếm page->age.

Hàm kswapd() sẽ hoạt động nhiều hơn khi nhu cầu về bộ nhớ tăng. Thời

gian tồn tại của trang P sẽ giảm dần xuống 0 (age == 0) nếu nó không còn

được tham chiếu, dẫn đến sự kích hoạt của hàm re_fill inactive()

4. Nếu bộ nhớ đã đầy, hàm swap_out sẽ được gọi bởi hàm kswapd() để cố

gắng lấy lại các trang từ không gian địa chỉ ảo của tiến trình A. Vì trang P

không còn được tham chiếu và có age == 0, nên các mục trong bảng trang sẽ

bị xóa. Tất nhiên, trong thời gian này sẽ không có tiến trình nào ánh xạ đến.

Hàm swap_out thực ra không đưa trang P ra ngoài mà đơn giản là chỉ loại bỏ

sự tham chiếu của tiến trình đến trang. Nhờ vào page cache và cơ chế swap

mà trang sẽ bảo đảm được ghi lên đĩa khi cần.

5. Thời gian xử lý ít hay nhiều là tùy thuộc vào nhu cầu sử dụng bộ nhớ

6. Tiếp theo, hàm refill_inactive_scan() tìm các trang mà có thể đưa đến

inactive_dirty list. Từ khi trang P không được ánh xạ bởi một tiến trình nào

và có age == 0 thì nó được đưa từ active_list đến inactive_dirty list.

7. Tiến trình A truy cập vào trang P, nhưng nó hiện không có trong bộ nhớ

ảo tiến trình các mục trong bảng trang đã bị xóa bởi hàm swap_out(). Trình

điều khiển lỗi gọi hàm find_page_nolock() để xác định vị trí trang P trong

page cache. Sau khi tìm thấy, các mục trong bảng trang sẽ được phục hồi

ngay lập tức và trang P được đưa đến active_list.

8. Quá trình này mất nhiều thời gian do hàm swap_out() xóa các mục trong

bảng trang của tiến trình A, hàm refill_inactive_scan() vô hiệu hóa trang P,

đưa nó đến inactive_dirty list. Việc tốn nhiều thời gian sẽ làm bộ nhớ trở nên

chậm.

9. Hàm page_ launder() được kích hoạt để làm sạch các trang dirty. Nó tìm

trang P trong inactive_dirty list và ghi trang P ra đĩa. Sau đó, trang được đưa

đến inactive_clean_list. Khi hàm page_ launder() thực sự quyết định ghi lên

trang thì sẽ thực hiện các bước sau :

- Khóa trang

- Gọi phương thức writepage. Lời gọi này kích hoạt một vài đoạn mã đặc

biệt để thực hiện ghi lên đĩa ( không đồng bộ ) với trang đã bị khóa. Lúc này,

hàm page_ launder() đã hoàn thành nhiệm vụ, trang vẫn ở trong

inactive_dirty_list và sẽ được mở khóa cho đến khi việc ghi hoàn tất.

- Hàm page_ launder() được gọi lại để tìm trang clean để đưa nó đến

inactive_clean_list, giả sử trong thời gian này không có tiến trình nào tham

chiếu đến nó trong page cache.

10. Hàm page_ launder() thực hiện lại để tìm các trang không sử dụng và

clean, đưa chúng đến inactive_clean_list

11. Giả sử cần một trang trống riêng lẻ. Điều này có thể thực hiện bằng cách

lấy lại một trang inactive_clean, trang P sẽ được chọn. Hàm reclaim_page()

loại bỏ trang P ra khỏi page cache ( điều này bảo đảm rằng không có tiến

trình nào khác tham chiếu đến nó trong quá trình quản lý lỗi trang ), và nó

được đưa cho lời gọi như là một trang trống.

Hoặc :

Hàm kreclaimd() cố gắng tạo bộ nhớ trống. Nó giành lại trang P và xóa nó.

Đây chỉ là một chuỗi các sự kiện hợp lý : một trang có thể sống trong page

cache trong một thời gian dài, rồi chết đi, rồi lại được phục hồi trở lại, ...

Trang có thể được phục hồi từ inactive_clean, active lists hay inactive_dirty

list. Trang chỉ đọc là những trang không phải dirty, vì vậy hàm page_

launder() có thể đưa chúng từ inactive_dirty_list đến inactive_clean_list để

làm trống nó.

Các trang trong inactive_clean list được kiểm tra định kì nhằm tạo ra các

khối nhớ trống lớn liên tiếp nhau để đáp ứng khi có yêu cầu. Tóm lại, trang

P thực chất chỉ là một trang logic, do đó nó được thể hiện bằng một vài trang

vật lý cụ thể.

3. Bảng trang (page table)

Hình 1 : 3 mức bảng trang

Linux giả sử rằng có 3 mức bảng trang. Mỗi bảng trang chứa số khung trang

của bảng trang ở mức tiếp theo. Hình 1 chỉ ra cách mà địa chỉ ảo được chia

thành các trường. Mỗi trường cung cấp một địa chỉ offset đến một bảng

trang cụ thể. Để chuyển địa chỉ ảo thành địa chỉ vật lý, bộ xử lý phải lấy nội

dung của các trường rồi chuyển thành địa chỉ offset đến trang vật lý chứa

bảng trang và đọc số khung trang của bảng trang ở mức tiếp theo. Việc này

lặp lại 3 lần cho đến khi số khung trang của trang vật lý chứa địa chỉ ảo được

tìm ra. Bây giờ, trường cuối cùng trong địa chỉ ảo được sử dụng để tìm dữ

liệu trong trang.

Mỗi nền mà Linux chạy trên đó phải cung cấp sự chuyển đổi các macro cho

phép kernel có thể hiểu được các bảng trang tương ứng trên nền đó. Do đó,

kernel không cần biết định dạng của các mục trong bảng trang cũng như

cách sắp xếp của nó. Điều này giúp cho Linux thành công trong việc sử dụng

cùng một đoạn mã để xử lý các bảng trang đối với bộ xử lý Alpha ( có 3

mức bảng trang ) và đối với bộ xử lý Intel x86 ( có 2 mức bảng trang ).

4. Định vị và giải phóng trang

Có nhiều nhu cầu về trang vật lý trong hệ thống. Ví dụ, khi một ảnh được

load vào bộ nhớ, HĐH cần định vị trang. Những trang này sẽ được làm trống

khi ảnh đã xử lý xong và không còn load nữa. Một công dụng khác của trang

vật lý là chứa cấu trúc dữ liệu cụ thể vể kernel như cấu trúc của chính các

trang này. Cơ chế và cấu trúc dữ liệu được sử dụng để định vị và giải phóng

trang có ý nghĩa vô cùng quan trọng trong việc quản lý một cách hiệu quả bộ

nhớ ảo.

Tất cả các trang vật lý trong hệ thống được mô tả bởi cấu trúc dữ liệu

mem_map, đây là một danh sách gồm các cấu trúc dữ liệu mem_map_t

được khởi tạo lúc khởi động. Mỗi mem_map_t mô tả một trang vật lý trong

hệ thống. Các trường quan trọng có liên quan đến việc quản lý bộ nhớ là :

- Count : lưu số lượng người sử dụng của trang này. Count > 1 khi trang

được chia sẻ bởi nhiều tiến trình

- age : trường này mô tả "tuổi" của trang và được dùng để quyết định

trang bị loại bỏ hay hoán đổi

- map_nr : đây là số khung trang vật lý mà mem_map_t này mô tả

Vector free_area được sử dụng bởi đoạn mã định vị trang để tìm và làm

trống trang. Toàn bộ lược đồ quản lý bộ đệm được hỗ trợ bởi cơ chế này và

các đoạn mã liên quan, còn kích thước của trang và cơ chế phân trang vật lý

được sử dụng bởi bộ xử lý thì không liên quan.

Mỗi phần tử của free_area chứa thông tin về các khối của trang. Phần tử thứ

nhất trong mảng mô tả các trang đơn lẻ, các khối gồm 2 trang tiếp theo, các

khối gồm 4 trang tiếp theo, và cứ tăng như thế theo lũy thừa 2. Phần tử list

đứng đầu hàng đợi và trỏ đến cấu trúc dữ liệu page trong mảng mem_map.

Các khối trống của trang được xếp ở đây. Con trỏ map trỏ đến ảnh bitmap để

theo dõi các nhóm trang đã được định vị theo kích thước như trên. Bit thứ N

của ảnh bitmap được thiết lập nếu khối thứ N của trang là trống.

Hình 2 cho thấy cấu trúc của free_area. Phần tử 0 có một trang trống ( khung

trang số 0 ), phần tử 2 có 2 khối trống gồm 4 trang ( khối đầu tiên ở khung

trang số 4, khối thứ hai ở khung trang số 56 ).

4.1 Định vị trang

Linux sử dụng thuật toán Buddy để định vị và giải phóng một cách hiệu quả

các khối của trang. Đoạn mã định vị trang xác định một khối của một hay

nhiều trang vật lý. Những trang được định vị trong khối có kích thước là lũy

thừa của 2. Điều đó có nghĩa là nó có thể định vị một khối gồm 1 trang, 2

trang, 4 trang,... Khi có đủ số trang trống trong hệ thống để cấp cho một yêu

cầu, đoạn mã định vị sẽ tìm trong free_area một khối các trang có kích thước

như yêu cầu. Mỗi phần tử của free_area ánh xạ đến các khối trang trống có

kích thước tương ứng. Ví dụ, phần tử thứ 2 của mảng ánh xạ đến các khối

gồm 4 trang trống đã được định vị.

Trước hết, thuật toán định vị tìm các khối trang có kích thước như yêu cầu.

Nó tìm theo một chuỗi các trang trống đã được sắp xếp trong phần tử list của

free_area. Nếu không có khối trang trống có kích thước như yêu cầu thì các

khối có kích thước tiếp theo ( gấp đôi kích thước yêu cầu ) sẽ được tìm. Tiến

trình này sẽ tiếp tục cho đến khi tất cả free_area được tìm hoặc một khối

trang nào đó được tìm thấy. Nếu khối trang tìm thấy lớn hơn kích thước yêu

cầu thì nó phải chia nhỏ ra cho đến khi có một khối đúng kích thước. Bởi vì

mỗi khối có số trang là lũy thừa của 2 nên việc chia nhỏ được thực hiện một

cách dễ dàng bằng cách chia đôi khối. Phần trống của khối được đưa vào

hàng đợi tương ứng, phần còn lại được cung cấp cho lời gọi.

Ví dụ, trong hình 2, nếu một khối gồm 2 trang được yêu cầu thì khối 4 trang

thứ nhất ( bắt đầu ở khung trang số 4 ) sẽ được chia thành hai khối 2 trang.

Khối thứ nhất (bắt đầu ở khung trang số 4 ) sẽ được cung cấp cho lời gọi và

khối thứ hai (bắt đầu ở khung trang số 6 ) sẽ được đưa vào hàng đợi như là

một khối 2 trang trống ở phần tử thứ nhất của mảng free_area.

4.2 Giải phóng trang

Việc định vị các khối trang làm cho bộ nhớ bị phân mảnh do các khối trang

lớn bị chia nhỏ. Đoạn mã giải phóng trang kết hợp các trang lại thành một

khối lớn các trang trống bất cứ khi nào có thể. Khi có một khối trang trống

thì các khối lân cận có cùng kích thước được kiểm tra xem có trống không.

Nếu có thì chúng được kết hợp với nhau để tạo ra một khối trang có kích

thước gấp đôi. Đoạn mã giải phóng trang lại tìm cách kết hợp khối mới này

với một khối khác. Theo cách này, khối các trang trống sẽ lớn dần.

Ví dụ, trong hình 2, nếu khung trang số 1 trống thì nó sẽ được kết hợp với

khung trang số 0 đã trống sẵn để tạo thành một khối 2 trang và được xếp vào

phần tử thứ nhất của free_area.

CHƯƠNG III

CƠ CHẾ QUẢN LÝ BỘ NHỚ ẢO

I. Khái niệm bộ nhớ ảo, không gian hoán đổi

Linux hỗ trợ bộ nhớ ảo, nghĩa là nó sử dụng một phần của đĩa như là RAM

để tăng kích thước của bộ nhớ. Kernel sẽ ghi nội dung của một khối nhớ

hiện không sử dụng lên đĩa cứng để bộ nhớ được sử dụng cho mục đích

khác. Khi cần lại những nội dung này thì chúng sẽ được đọc trở lại vào bộ

nhớ. Việc này hoàn toàn trong suốt đối với người sử dụng, các chương trình

chạy trong Linux chỉ thấy một số lượng lớn bộ nhớ có sẵn mà không quan

tâm rằng những phần đó nằm trên đĩa. Tất nhiên, việc đọc và ghi lên đĩa thì

chậm hơn ( khoảng một ngàn lần ) so với sử dụng bộ nhớ thật, vì vậy

chương trình chạy không nhanh. Phần đĩa cứng được sử dụng như là bộ nhớ

ảo được gọi là không gian hoán đổi.

Linux có thể sử dụng môt file thông thường trong file hệ thống hoặc một

phân vùng riêng để làm không gian hoán đổi. Một phân vùng swap thì nhanh

hơn nhưng lại dễ hơn trong việc thay đổi kích thước của một file swap. Khi

bạn biết mình cần bao nhiêu không gian hoán đổi thì bạn bắt đầu tạo một

phân vùng swap, nhưng nếu bạn không chắc thì bạn nên sử dụng một file

swap trước, sử dụng hệ thống trong một thời gian để biết chắc không gian

hoán đổi mà mình cần rồi sau đó mới tạo phân vùng swap.

II. Mô hình bộ nhớ ảo

Trước khi tìm hiểu các phương thức mà Linux sử dụng để hỗ trợ bộ nhớ ảo,

chúng ta nên tìm hiểu một ít về mô hình trừu tượng của nó.

Khi bộ xử lý thực hiện một chương trình, nó đọc một chỉ lệnh từ bộ nhớ và

giải mã chỉ lệnh đó. Trong khi giải mã chỉ lệnh, nó có thể lấy về hay lưu trữ

nội dung của một vị trí trong bộ nhớ. Sau đó bộ xử lý sẽ thực hiện chỉ lệnh

và di chuyển đến chỉ lệnh tiếp theo trong chương trình. Theo cách này, bộ xử

lý sẽ luôn luôn truy cập bộ nhớ để lấy chỉ lệnh về hoặc lấy và lưu trữ dữ liệu.

Tất cả các địa chỉ trong bộ nhớ ảo là địa chỉ ảo chứ không phải địa chỉ vật lý.

Bộ xử lý chuyển những địa chỉ ảo này thành địa chỉ vật lý dựa vào thông tin

trong các bảng được quản lý bởi HĐH.

Để cho sự chuyển đổi dễ dàng hơn thì bộ nhớ ảo và bộ nhớ vật lý được chia

thành nhiều khúc có kích thước thích hợp gọi là trang. Tất cả các trang này

có cùng kích thước để dễ quản lý. Linux trên hệ thống Alpha AXP sử dụng

trang 8Kbyte, còn trên hệ thống Intel x86 là trang 4Kbyte. Mỗi trang được

cung cấp một số duy nhất gọi là số khung trang ( PFN : Page Frame Number

Trong mô hình này, một địa chỉ ảo bao gồm hai phần : địa chỉ offset và số

khung trang ảo. Nếu kích thước trang là 4Kbyte thì từ bit 11 đến bit 0 của

địa chỉ ảo chứa địa chỉ offset, còn từ bit 12 trở lên là số khung trang ảo. Mỗi

lần bộ xử lý bắt gặp một địa chỉ ảo, nó sẽ lấy địa chỉ offset và số khung trang

ảo ra. Bộ xử lý phải chuyển từ số khung trang ảo sang số khung trang vật lý

và sau đó truy cập vào vị trí tại địa chỉ offset trong trang vật lý đó. Để làm

được điều này thì bộ xử lý sử dụng bảng trang.

Hình 3 chỉ ra không gian địa chỉ ảo của hai tiến trình X và Y, mỗi tiến trình

có một bảng trang riêng. Các bảng trang này ánh xạ trang ảo của mỗi tiến

trình vào trang vật lý trong bộ nhớ. Khung trang ảo số 0 của tiến trình X

được ánh xạ vào bộ nhớ tại khung trang vật lý số 1 và khung trang ảo số 1

của tiến trình Y được ánh xạ vào khung trang vật lý số 4. Mỗi mục trong

bảng trang theo lý thuyết là chứa những thông tin sau :

- Cờ hợp lệ : cho biết mục bảng trang có hợp lệ hay không

- Số khung trang vật lý mà mục này mô tả

- Thông tin điều khiển truy cập : mô tả trang được sử dụng như thế nào ?,

nó có thể được ghi hay không ?, nó có chứa đoạn mã thực thi hay không ?

Bảng trang được truy cập nhờ sử dụng số khung trang ảo như là địa chỉ

offset. Khung trang ảo số 5 sẽ là phần tử số 6 của bảng ( bắt đầu là phần tử 0

).

Để chuyển từ địa chỉ ảo sang địa chỉ vật lý, bộ xử lý trước hết phải làm việc

với số khung trang ảo và địa chỉ offset trong trang ảo đó. Xem lại hình 3 và

giả thiết rằng kích thước trang là 0x2000 byte và một địa chỉ là 0x2194 trong

không gian địa chỉ ảo của tiến trình Y, bộ xử lý sẽ chuyển địa chỉ đó thành

địa chỉ offset 0x194 vào khung trang ảo số 1.

Bộ xử lý sử dụng số khung trang ảo như là chỉ mục vào bảng trang các tiến

trình để truy xuất vào từng mục của bảng trang. Nếu mục của bảng trang tại

địa chỉ offset đó là hợp lệ thì bộ xử lý sẽ lấy số khung trang vật lý từ mục

này. Nếu mục này không hợp lệ thì tiến trình sẽ truy cập vào một vùng

không tồn tại của bộ nhớ ảo. Trong trường hợp này, bộ xử lý sẽ không thể

làm việc với địa chỉ này mà chuyển điều khiển cho HĐH để khắc phục lỗi

đó.

Chúng ta hãy xem cách mà bộ xử lý báo cho HĐH biết tiến trình cố gắng

truy cập vào địa chỉ ảo không hợp lệ. Điều này được gọi là lỗi trang, nó được

bộ xử lý chuyển đến HĐH. HĐH được thông báo về địa chỉ ảo gây ra lỗi và

nguyên nhân của lỗi trang.

Giả sử đây là một mục hợp lệ của bảng trang, bộ xử lý lấy số khung trang

vật lý đó nhân với kích thước trang để lấy địa chỉ của trang cơ sở trong bộ

nhớ vật lý. Cuối cùng, bộ xử lý cộng gộp vào địa chỉ offset để được chỉ lệnh

hay dữ liệu cần dùng.

Sử dụng lại ví dụ trên, khung trang ảo số 1 của tiến trình Y được ánh xạ đến

khung trang vật lý số 4 bắt đầu tại 0x8000 ( 4 x 0x2000 ), cộng với địa chỉ

offset là 0x194 sẽ cho ta địa chỉ vật lý cuối cùng là 0x8194.

Bằng cách ánh xạ địa chỉ ảo và địa chỉ vật lý như thế này, bộ nhớ ảo có thể

được ánh xạ vào bộ nhớ vật lý của hệ thống theo bất kì thứ tự nào. Ví dụ,

trong hình 3, khung trang ảo số 0 của tiến trình X được ánh xạ đến khung

trang vật lý số 1 trong khi khung trang ảo số 7 được ánh xạ đến khung trang

vật lý số 0 mặc dù nó cao hơn khung trang ảo số 0 trong bộ nhớ ảo. Điều này

chứng minh cho một kết luận thú vị về bộ nhớ ảo là : các trang trong bộ nhớ

ảo được hiển thị trong bộ nhớ vật lý không theo bất kì một thứ tự nào.

III. Tạo không gian hoán đổi

Một file swap là một file thông thường, không có gì đặc biệt đối với kernel.

Điều duy nhất mà nó có nghĩa đối với kernel là nó không có vùng trống. Nó

được chuẩn bị để sử dụng với hàm mkswap(). Nó phải thường trú trên đĩa

cục bộ.

Bit về các vùng trống là rất quan trọng. File swap dự trữ không gian đĩa để

kernel có thể đưa trang ra ngoài nhanh chóng mà không phải thực hiện tất cả

các bước cần thiết khi định vị disk sector cho một file. Bởi vì một vùng

trống trong một file có nghĩa là không có disk sector được định vị nên kernel

không thể sử dụng được file đó.

Cách tốt nhất để tạo file swap mà không có vùng trống là thực hiện đoạn

lệnh sau :

$ dd if=/dev/zero of=/extra-swap bs=1024

count=1024

1024+0 records in

1024+0 records out

$

Trong đó, /extra-swap là tên của file swap và kích thước được cho sau

count=. Kích thước tốt nhất là bội số của 4 vì kernel ghi ra các trang nhớ,

mỗi trang có kích thước 4 Kbyte. Nếu kích thước không phải là bội số của 4

thì cặp Kbyte cuối có thể không được sử dụng.

Một phân vùng swap cũng không có gì đặc biệt. Bạn tạo nó giống như các

phân vùng khác, sự khác nhau duy nhất là nó được sử dụng như là một phân

vùng thô, nó sẽ không chứa bất kì file hệ thống nào. Phân vùng swap được

đánh dấu là loại 82 ( Linux swap ), điều này giúp cho việc liệt kê sự phân

vùng rõ ràng hơn mặc dù nó không hoàn toàn cần thiết đối với kernel.

Sau khi bạn tạo một phân vùng swap hoặc một phân vùng swap, bạn cần ghi

một chữ ký lên nơi bắt đầu của nó. Chữ ký này được sử dụng bởi kernel và

chứa một số thông tin về việc quản lý. Đoạn lệnh để làm việc này là hàm

mkswap(), được sử dụng như sau :

$ mkswap /extra-swap 1024

Setting up swapspace, size = 1044480

bytes

$

Chú ý là không gian hoán đổi vẫn chưa được sử dụng, nó tồn tại nhưng

kernel không sử dụng nó để cung cấp bộ nhớ ảo.

Bạn nên cẩn thận khi sử dụng hàm mkswap() bởi vì nó không kiểm tra file

hay phân vùng này sử dụng chưa. Bạn có thể dễ dàng ghi đè lên file hay

phân vùng quan trọng với hàm mkswap(). Tốt hơn hết là bạn chỉ nên sử

dụng hàm này khi cài đặt lên hệ thống của bạn.

Trình quản lý bộ nhớ trong Linux giới hạn kích thước của mỗi không gian

hoán đổi là 127MB. Tuy nhiên bạn có thể sử dụng cùng lúc tới 8 không gian

hoán đổi nên tổng kích thước lên đến 1GB. Điều này không còn đúng, với

những phiên bản kernel mới hơn thì giới hạn này sẽ thay đổi tùy thuộc vào

cấu trúc. Ví dụ đối với bộ xử lý i386 giới hạn này là 2GB.