一、再次认识地址空间

OS和磁盘交互的内存基本单位是4KB，这4KB通常被称为内存块。OS对内存管理的粒度精确到块——4KB为单位。而与之相对的，用户对内存管理的粒度精确到1byte。在物理内存上，每一个块都有自己的地址——逻辑块地址（Logical Block Address）。
这里的块，和文件数据存储的块的大小是相同的。OS管理的不是连续的物理内存，物理地址被划分为4KB为单位的块，OS通过管理这些块，间接管理内存。想要管理好这些块，需要先描述，再组织。在内核中，每一个块通过一个结构体来管理：

struct page {unsigned long flags;          // 页状态标志位（核心字段）union {struct {                  // 页缓存/匿名页的通用字段struct list_head lru; // LRU链表（用于页回收）void *mapping;        // 关联的地址空间（文件或匿名）pgoff_t index;        // 页在映射中的偏移或交换槽索引unsigned long private;// 私有数据（用途因场景而异）};struct {                  // Slab分配器专用字段union {struct list_head slab_list;struct {         // Partial页链表（用于slab）struct page *next;int pages;   // 当前slab的剩余页数int pobjects; // 剩余对象数};};struct kmem_cache *slab_cache; // 所属的slab缓存void *freelist;       // 空闲对象链表union {void *s_mem;      // slab第一个对象的地址unsigned long counters; // 引用计数和状态};};// 其他联合体分支（如设备页、大页等）};atomic_t _refcount;           // 引用计数atomic_t _mapcount;           // 页表映射计数unsigned long compound_head;  // 复合页（大页）的头页unsigned int compound_order;   // 复合页的阶数（2^order页）// ... 其他体系结构相关字段
};

一整个物理内存，有4GB，共1048576个4KB，通过结构体数组来管理：

struct page memory[1048576];//每一个page都有下标

struct page内部都有哪些字段？分别有什么作用？
（1）_refcount-引用计数，表面这个page被多少个进程共享。如果多个进程共享这个page，一旦出现修改数据，需要进行写时拷贝。
（2）unsigned long flags-标记，32位标识，表面这个页的属性：是否有效，是否是脏页，是否被占用，是否被锁定。
（3）lru-将页连接到最近最少使用（LRU）链表，用于页回收（如kswapd）。LRU_ACTIVE：活跃页链表（近期被访问过）。LRU_INACTIVE：非活跃页链表（候选回收页）。

内存中的4KB被称为页框。文件数据的4KB被称为页帧。
在这里插入图片描述

同时4KB的大小也方便了内存和磁盘进行存取以块为单位的文件数据。内存和磁盘进行IO的基本单位理所当然就是4KB。
考虑下面的这几个例子：

（1）即使内存暂时只需要1byte数据，OS也会直接把这1byte所在的4KB直接加载到内存。
（2）父子进程对于只读数据，是共享的；对于任意一方修改了一个全局变量，会发生写时拷贝。OS实际上不是仅仅拷贝了一个变量的大小，而是拷贝了这个变量所在的页框（4KB）。
（3）malloc进行申请空间的时候–malloc（10），底层不是只申请了10字节空间，而是4KB，多余的空间就交给了malloc函数进行维护。
（4）共享内存的大小最好就是4KB（4096bytes）的整数倍，如果申请4097bytes，则实际申请了8KB，但是我们用户能够使用的大小仅仅是4097bytes—这就造成了空间的浪费。（OS保守起见，多申请的空间不给我们使用）
（5）page可作为文件的内核级缓冲区，是通过字典树来把page排序，使得存储在不同的page内的文件可以方便的恢复。

根据局部性原理：这个时间点使用了这1byte，在后续时间点很有可能会使用这1byte附近的数据。对一个全局变量修改了，很有可能以后要对附近的数据进行修改。所以拷贝4KB是合理的。申请内存一次性申请4KB也是用到了池化思想，提高了效率

二、页表

1、页表的结构设计

页表是一个把进程虚拟地址转化为物理地址的结构。在x86体系下，物理地址有4GB（2的32次方），如果按照通常的一对一的映射，一个4字节的虚拟地址映射一个4字节的物理地址，一共需要的内存比实际拥有的内存还要多，这十分不合理。所以页表的映射不是简单的一对一映射。

在x86体系结构下，一个虚拟地址有32位，这个虚拟地址被分为 10 + 10 + 12：
在这里插入图片描述
前10位用于在页目录内部索引，中间10位用于在页表中索引，后12位用于在一个页框内偏移：

这样，我任何一个虚拟地址，都可以通过页表的机制，找到对应的物理地址！

在C/C++中，为什么只要获取一个变量的首地址就能够成功访问这个变量？

因为这个变量还有对应的类型。
访问一个变量，需要首先获取虚拟地址，通过上述的转换机制，把虚拟地址1字节转换到物理地址具体某字节的地址。此外，变量类型在语言层面就告诉了编译器，编译器会编译生成对应的汇编语句：

考虑下面这些语句：

int x = 1234;
int y = *(&x);  // 通过首字节地址读取值//对应的汇编语句可能就是
mov eax, [0x1000]  ; 从地址 0x1000 开始读取 4 字节到寄存器 eax
mov [0x2000], eax  ; 将 eax 的值存储到地址 0x2000

mov eax, [0x1000]：处理器根据地址 0x1000 开始读取 4 字节（因为 eax 是 4 字节寄存器）。汇编层面会根据指令和寄存器的大小，自动决定读取的数据宽度。

2、页表节省了空间，省在哪里？

如果没有页表，直接一个物理地址对应一个虚拟地址这样映射，页表需要占用的空间就是（以x86为例，一个地址占用的空间为4bytes）（4+4）*4GB = 32GB，需要存储页表的空间就已经超过的整机的物理空间大小，显然不合理。
页表实际的大小为 页目录（4KB） + 所有页表（4KB * 1024）：
4KB+4MB=4100KB = 4.00390625MB
通过上面的计算，实际上就可以通过近乎4MB的空间大小来实现整个页表结构。于是就把原来的32GB压缩到了4MB。

3、页表的物理实现

实际上CPU内部内置了MMU。MMU（内存管理单元，Memory Management Unit）是计算机硬件中的一个核心组件，通常集成在 CPU 中，主要负责管理内存访问和地址转换。
上述的页表的转换流程就是MMU的工作流程。
CPU引入MMU后，读取指令、数据需要访问两次内存：首先通过PC指针读取下一条指针的虚拟地址，虚拟地址需要通过查询页表得到物理地址，然后访问该物理地址读取指令、数据。为了减少因为频繁查页表导致的CPU性能下降，MMU引入了TLB，TLB（Translation Lookaside Buffer）可翻译为“地址转换后援缓冲器”。TLB就是页表的Cache，其中存储了当前最可能（最近）被访问到的页表项，其内容是部分页表项的一个副本。只有在TLB无法完成地址翻译任务时，才会到内存中查询页表，这样就减少了页表查询导致的处理器性能下降。
在这里插入图片描述

对整体过程而言：在这里插入图片描述

虚拟到物理地址转换的详细流程：

CPU通过PC指针获取下条指令的虚拟地址，访问MMU查询TLB里面是否已经缓存了此次虚拟到物理的映射？如果是，则转换结束；如果否，则需要访问页表。通过CR3寄存器获取页表物理地址，通过分级映射查找获取物理地址，并同时把此次访问的虚拟到物理的映射缓存到TLB，方便后续的再次映射（如果是循环逻辑，则后续访问都不需要再次查页表，十分高效）。

完~
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