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開篇從內(nèi)存管理入手，先了解MMU最基本原理，分析下CPU是如何訪問到內(nèi)存的。

一、MMU介紹

MMU（Memory Management Unit) ：內(nèi)存管理單元，它是中央處理器（CPU）中用來管理虛擬存儲器、物理存儲器的控制線路，同時也負(fù)責(zé)虛擬地址映射為物理地址，以及提供硬件機制的內(nèi)存訪問授權(quán)。

二、假設(shè)頁表只有一級

對于一個有MMU的CPU而言，MMU開啟后，CPU是這樣尋址的：CPU任何時候，一切時候，發(fā)出的地址都是虛擬地址，這個虛擬地址發(fā)給MMU后,MMU通過頁表來在頁表里面查出來這個虛擬地址對應(yīng)的物理地址是什么，從而去訪問外面的內(nèi)存條。MMU里面的頁表地址寄存器，記錄了頁表本身的存放位置。

現(xiàn)在我們假設(shè)每一頁的大小是4KB，而且假設(shè)頁表只有一級，這個頁表長成下面這個樣子，頁表的每一行是32個bit。

總結(jié)CPU訪問虛擬地址的流程如下：

依次按順序判斷：是否命中（命中：想要的數(shù)據(jù)在內(nèi)存中）、是否滿足RWX權(quán)限、是否滿足User/Kernel權(quán)限，只要一項不滿足，MMU會給CPU發(fā)出page fault，CPU自動跳到fault的代碼去處理fault。全滿足，那么MMU就去訪問內(nèi)存條上對應(yīng)的地址。

另外，如果頁表只有1級，每4KB的虛擬地址空間就需要頁表里面的一行（32bit），那么CPU要覆蓋到整個4GB的內(nèi)存，就需要這個頁表的大小是：4MB。

所以，這個頁表的大小是4MB，覆蓋了整個0-4GB的虛擬地址空間，任何一個虛擬地址，都可以用地址的高20位（由于一頁是4KB，低12位就是葉內(nèi)偏移了），作為頁表這個表的行號去讀對應(yīng)的頁表項。

這個查水表的過程，由MMU硬件自動完成。

現(xiàn)在我們假設(shè)在Linux里面有2個進(jìn)程，一個是QQ，一個是Firefox，他們的頁表分別如下：

當(dāng)CPU在執(zhí)行QQ的時候，Linux會把QQ的頁表的物理地址255MB，填入MMU的頁表地址寄存器，于是這個時候，QQ的頁表生效。根據(jù)頁表內(nèi)容，CPU如果訪問4KB這個虛擬地址的話，MMU訪問內(nèi)存條的6MB物理地址；CPU如果訪問8KB這個虛擬地址的話，MMU訪問內(nèi)存條的8MB物理地址；CPU如果訪問3GB這個虛擬地址的話，MMU訪問內(nèi)存條的0MB物理地址；

當(dāng)CPU在執(zhí)行Firefox的時候，Linux會把Firefox的頁表的物理地址280MB，填入MMU的頁表地址寄存器，于是這個時候，F(xiàn)irefox的頁表生效，QQ的頁表淡出江湖。根據(jù)頁表內(nèi)容，CPU如果訪問4KB這個虛擬地址的話，MMU訪問內(nèi)存條的100MB物理地址；CPU如果訪問8KB這個虛擬地址的話，MMU訪問內(nèi)存條的200MB物理地址；CPU如果訪問3GB這個虛擬地址的話，MMU訪問內(nèi)存條的0MB物理地址。

上面我們發(fā)現(xiàn)一個共同點，QQ和Firefox去訪問3GB虛擬地址的時候，最終MMU訪問的都是0MB這個物理地址，具體原因非常簡單，QQ和Firefox，這2張頁表里面，3GB/4KB這一行，里面填的是完全一樣的東東。

三、多級頁表：真實的存在

上面我們發(fā)現(xiàn)，如果采用一級頁表的話，每個進(jìn)程都需要1個4MB的頁表，這個空間浪費還是很大，于是我們可以采用二級或者三級頁表。舉例如下，假設(shè)我們用地址的高10位作為一級頁表的索引，中間10位作為2級頁表的索引。CPU訪問虛擬地址16，這個地址如果分解為10/10/12位的話，就是這個樣子：

那么MMU會用0這個下標(biāo)去訪問一級頁表（一級頁表的地址填入MMU的頁表地址寄存器）的第0行，第0行的內(nèi)容寫的是2MB(此處不再是最終的物理地址，而是二級頁表的物理地址),證明二級頁表的地址在2MB，于是MMU自動去以中間的10位作為下標(biāo)，去查詢位置在2MB的二級頁表,在2級頁表里面，最終查到第0頁(地址范圍0x00000000~0x00000FFF)這個虛擬地址的物理地址是1GB，于是MMU去訪問內(nèi)存條的1GB+16這個物理地址。