Linux虚拟存储软件：优化存储空间，提高系统效率。 (linux虚拟存储软件)
Linux虚拟存储软件：优化存储空间，提高系统效率
Linux操作系统是目前更受欢迎的操作系统之一。它被广泛用于企业级服务器和桌面计算机，因为它的安全性和可靠性。同时，Linux还有利于虚拟化和云计算，使用户能够更好地管理和部署他们的资源。为了提高系统效率，提高存储空间，Linux虚拟存储软件在这方面发挥了重要作用。
虚拟存储是一种将物理内存和硬盘空间组合在一起使用的技术。虚拟存储能够将应用程序的数据存储在主存（内存）中，当内存不足时，可以将不用的数据移动到硬盘上。通常，这是在磁盘上创建一个交换文件、交换分区或交换卷。当系统内存不足时，操作系统将把不再使用的内存页交换到磁盘上，从而释放可用内存。
Linux操作系统利用虚拟存储来优化系统效率和存储空间。在Linux中，有多种虚拟存储选项。其中，使用磁盘分区作为交换分区是更受欢迎的选择之一。当然，这种方法的缺点就是分区大小是固定的，并且无法更改。这一限制可能会导致磁盘空间不足或浪费空间的问题。因此，Linux用户也可以选择使用交换文件来扩展系统内存。
与交换分区不同，交换文件的大小是可以调整的。这意味着Linux用户可以根据他们的需求随时增加或减少交换文件的大小。这种方法不仅可以优化存储空间，还可以优化系统效率。优化系统效率的方式之一是定期清理过期数据。Linux用户可以使用脚本或工具定期清理磁盘上的过期交换文件。这将确保系统资源得到合理利用，避免浪费空间和降低系统的效率。
同时，Linux用户还可以使用Linux虚拟内存管理软件来管理他们的虚拟存储系统。这些软件提供了一种更高级别的控制和管理。例如，一些虚拟内存管理软件可以自动编辑和删除过期的交换文件，从而确保系统的效率和可靠性。此外，这些管理软件还可以检测磁盘状况，以及诊断和修复磁盘故障。
虚拟存储是一种很有用的技术，可以优化Linux系统效率和存储空间。因此，Linux用户应该学习如何使用虚拟存储，以便更好地管理他们的资源。通过选择正确的虚拟存储选项，定期清理磁盘上的过期数据和使用虚拟内存管理软件，Linux用户可以确保系统的效率和可靠性，并获得更好的系统性能和资源利用率。
相关问题拓展阅读：
linux为什么主要采用分页机制来实现虚拟存储管理
1 分页机制
在虚拟内存中，页表是个映射表的概念, 即从进程能理解的线性地址(linear address)映射到存储器上的物理地址(phisical address).
很显然，这个页表是需要常驻内存的东西, 以应对频繁的查询映射需要(实际上，现代支持VM的处理器都有一个叫TLB的硬件级页表缓存部件，本文不讨论）。
1.1 为什么使用多级页表来完成映射
但是为什么要使用多级页表来升颤完成映射呢?
用来将虚拟地址映射到物理地址的数据结构称为页表, 实现两个地址空间的关联最容易的方式是使用数组, 对虚拟地址空间中的每一页, 都分配一个数组项. 该数组指向与之关联的页帧, 但这会引发一个问题, 例如, IA-32体系结构使用4KB大小的页, 在虚拟地址空间为4GB的前提下, 则需要包含100万项的页表. 这个问题在64位体系结构下, 情况会更加糟糕. 而每个进程都需要自身的页表, 这回导致系统中大量的所有内存都用来保存页表.
设想一个典型的32位的X86系统，它的虚拟内存用户空间(user space)大小为3G, 并且典型的一个页表项(page table entry, pte)大小为4 bytes，每一个页(page)大小为4k bytes。那么这3G空间一共有(3G/4k=)786432个页面，每个页面需要一个pte来保存映射信息，这样一共需要786432个pte!
如何存储这些信息呢？一个直观的做法是用数组来存储，这样每个页能存储(4k/4=)1K个，这样一共需要(786432/1k=)768个连续的物理页面(phsical page)。而且，这只是一个进程，如果要存放所有N个进程，这个数目还要乘上N! 这是个巨大的数目，哪怕内存能提供这样数量的空间，要找到连续768个连续的物理页面在系统运行一段时间后碎片化的情况下，也是不现实的。
为减少页表的大小并容许忽略不需要的区域, 计算迅脊机体系结构的涉及会将虚拟地址分成多个部分. 同时虚拟地址空间的大部分们区域都没有使用, 因而页没有关联到页帧, 那么就可以使用功能相同但内存用量少的多的模型: 多级页表
但是新的问题来了, 到底采用几级页表合适呢?
1.2 32位系统中2级页表
从80386开始, intel处理器的分页单元是4KB的页吵昌败, 32位的地址空间被分为3部分
单元
描述
页目录表Directory 更高10位
页中间表Table 中间10位
页内偏移 更低12位
即页表被划分为页目录表Directory和页中间表Tabl两个部分
此种情况下, 线性地址的转换分为两步完成.
之一步, 基于两级转换表(页目录表和页中间表), 最终查找到地址所在的页帧
第二步, 基于偏移, 在所在的页帧中查找到对应偏移的物理地址
使用这种二级页表可以有效的减少每个进程页表所需的RAM的数量. 如果使用简单的一级页表, 那将需要高达220个页表, 假设每项4B, 则共需要占用220?4B=4MB的RAM来表示每个进程的页表. 当然我们并不需要映射所有的线性地址空间(32位机器上线性地址空间为4GB), 内核通常只为进程实际使用的那些虚拟内存区请求页表来减少内存使用量.
1.3 64位系统中的分页
正常来说, 对于32位的系统两级页表已经足够了, 但是对于64位系统的计算机, 这远远不够.
首先假设一个大小为4KB的标准页. 因为1KB覆盖210个地址的范围, 4KB覆盖212个地址, 所以offset字段需要12位.
这样线性地址空间就剩下64-12=52位分配给页中间表Table和页目录表Directory. 如果我们现在决定仅仅使用64位中的48位来寻址(这个限制其实已经足够了, 2^48=256TB, 即可达到256TB的寻址空间). 剩下的48-12=36位被分配给Table和Directory字段. 即使我们现在决定位两个字段各预留18位, 那么每个进程的页目录和页表都包含218个项, 即超过256000个项.
基于这个原因, 所有64位处理器的硬件分页系统都使用了额外的分页级别. 使用的级别取决于处理器的类型
平台名称
页大小
寻址所使用的位数
分页级别数
线性地址分级
alpha 8KB 10 + 10 + 10 +
iaKB 9 + 9 + 9 +
ppcKB 10 + 10 + 9 +
shKB 10 + 10 + 9 +
x86_KB 9 + 9 + 9 + 9 + 12
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