[Linux]虛擬地址到物理地址的轉化
@水墨不寫bug

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一、再次認識地址空間

OS和磁盤交互的內存基本單位是4KB，這4KB通常被稱為內存塊。OS對內存管理的粒度精確到塊——4KB為單位。而與之相對的，用戶對內存管理的粒度精確到1byte。在物理內存上，每一個塊都有自己的地址——邏輯塊地址（Logical Block Address）。
這里的塊，和文件數據存儲的塊的大小是相同的。OS管理的不是連續的物理內存，物理地址被劃分為4KB為單位的塊，OS通過管理這些塊，間接管理內存。想要管理好這些塊，需要先描述，再組織。在內核中，每一個塊通過一個結構體來管理：

struct page {unsigned long flags;          // 頁狀態標志位（核心字段）union {struct {                  // 頁緩存/匿名頁的通用字段struct list_head lru; // LRU鏈表（用于頁回收）void *mapping;        // 關聯的地址空間（文件或匿名）pgoff_t index;        // 頁在映射中的偏移或交換槽索引unsigned long private;// 私有數據（用途因場景而異）};struct {                  // Slab分配器專用字段union {struct list_head slab_list;struct {         // Partial頁鏈表（用于slab）struct page *next;int pages;   // 當前slab的剩余頁數int pobjects; // 剩余對象數};};struct kmem_cache *slab_cache; // 所屬的slab緩存void *freelist;       // 空閑對象鏈表union {void *s_mem;      // slab第一個對象的地址unsigned long counters; // 引用計數和狀態};};// 其他聯合體分支（如設備頁、大頁等）};atomic_t _refcount;           // 引用計數atomic_t _mapcount;           // 頁表映射計數unsigned long compound_head;  // 復合頁（大頁）的頭頁unsigned int compound_order;   // 復合頁的階數（2^order頁）// ... 其他體系結構相關字段
};

一整個物理內存，有4GB，共1048576個4KB，通過結構體數組來管理：

struct page memory[1048576];//每一個page都有下標

struct page內部都有哪些字段？分別有什么作用？
（1）_refcount-引用計數，表面這個page被多少個進程共享。如果多個進程共享這個page，一旦出現修改數據，需要進行寫時拷貝。
（2）unsigned long flags-標記，32位標識，表面這個頁的屬性：是否有效，是否是臟頁，是否被占用，是否被鎖定。
（3）lru-將頁連接到最近最少使用（LRU） 鏈表，用于頁回收（如kswapd）。LRU_ACTIVE：活躍頁鏈表（近期被訪問過）。LRU_INACTIVE：非活躍頁鏈表（候選回收頁）。

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內存中的4KB被稱為頁框。文件數據的4KB被稱為頁幀。

同時4KB的大小也方便了內存和磁盤進行存取以塊為單位的文件數據。內存和磁盤進行IO的基本單位理所當然就是4KB。
考慮下面的這幾個例子：

• （1）即使內存暫時只需要1byte數據，OS也會直接把這1byte所在的4KB直接加載到內存。
• （2）父子進程對于只讀數據，是共享的；對于任意一方修改了一個全局變量，會發生寫時拷貝。OS實際上不是僅僅拷貝了一個變量的大小，而是拷貝了這個變量所在的頁框（4KB）。
• （3）malloc進行申請空間的時候–malloc（10），底層不是只申請了10字節空間，而是4KB，多余的空間就交給了malloc函數進行維護。
• （4）共享內存的大小最好就是4KB（4096bytes）的整數倍，如果申請4097bytes，則實際申請了8KB，但是我們用戶能夠使用的大小僅僅是4097bytes—這就造成了空間的浪費。（OS保守起見，多申請的空間不給我們使用）
• （5）page可作為文件的內核級緩沖區，是通過字典樹來把page排序，使得存儲在不同的page內的文件可以方便的恢復。

根據局部性原理：這個時間點使用了這1byte，在后續時間點很有可能會使用這1byte附近的數據。 對一個全局變量修改了，很有可能以后要對附近的數據進行修改。所以拷貝4KB是合理的。申請內存一次性申請4KB也是用到了池化思想，提高了效率

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二、頁表

1、頁表的結構設計

頁表是一個把進程虛擬地址轉化為物理地址的結構。在x86體系下，物理地址有4GB（2的32次方），如果按照通常的一對一的映射，一個4字節的虛擬地址映射一個4字節的物理地址，一共需要的內存比實際擁有的內存還要多，這十分不合理。所以頁表的映射不是簡單的一對一映射。

在x86體系結構下，一個虛擬地址有32位，這個虛擬地址被分為 10 + 10 + 12：

前10位 用于在頁目錄內部索引，中間10位用于在頁表中索引，后12位用于在一個頁框內偏移：

這樣，我任何一個虛擬地址，都可以通過頁表的機制，找到對應的物理地址！

在C/C++中，為什么只要獲取一個變量的首地址就能夠成功訪問這個變量？

因為這個變量還有對應的類型。
訪問一個變量，需要首先獲取虛擬地址，通過上述的轉換機制，把虛擬地址1字節轉換到物理地址具體某字節的地址。此外，變量類型在語言層面就告訴了編譯器，編譯器會編譯生成對應的匯編語句：

考慮下面這些語句：

int x = 1234;
int y = *(&x);  // 通過首字節地址讀取值//對應的匯編語句可能就是
mov eax, [0x1000]  ; 從地址 0x1000 開始讀取 4 字節到寄存器 eax
mov [0x2000], eax  ; 將 eax 的值存儲到地址 0x2000

mov eax, [0x1000]：處理器根據地址 0x1000 開始讀取 4 字節（因為 eax 是 4 字節寄存器）。匯編層面會根據指令和寄存器的大小，自動決定讀取的數據寬度。

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2、頁表節省了空間，省在哪里？

如果沒有頁表，直接一個物理地址對應一個虛擬地址這樣映射，頁表需要占用的空間就是（以x86為例，一個地址占用的空間為4bytes）（4+4）*4GB = 32GB，需要存儲頁表的空間就已經超過的整機的物理空間大小，顯然不合理。
頁表實際的大小為 頁目錄（4KB） + 所有頁表（4KB * 1024）：
4KB+4MB=4100KB = 4.00390625MB
通過上面的計算，實際上就可以通過近乎4MB的空間大小來實現整個頁表結構。于是就把原來的32GB壓縮到了4MB。

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3、頁表的物理實現

實際上CPU內部內置了MMU。MMU（內存管理單元，Memory Management Unit） 是計算機硬件中的一個核心組件，通常集成在 CPU 中，主要負責管理內存訪問和地址轉換。
上述的頁表的轉換流程就是MMU的工作流程。
CPU引入MMU后，讀取指令、數據需要訪問兩次內存：首先通過PC指針讀取下一條指針的虛擬地址，虛擬地址需要通過查詢頁表得到物理地址，然后訪問該物理地址讀取指令、數據。為了減少因為頻繁查頁表導致的CPU性能下降，MMU引入了TLB，TLB（Translation Lookaside Buffer）可翻譯為“地址轉換后援緩沖器”。TLB就是頁表的Cache，其中存儲了當前最可能（最近）被訪問到的頁表項，其內容是部分頁表項的一個副本。只有在TLB無法完成地址翻譯任務時，才會到內存中查詢頁表，這樣就減少了頁表查詢導致的處理器性能下降。

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對整體過程而言：

虛擬到物理地址轉換的詳細流程：

CPU通過PC指針獲取下條指令的虛擬地址，訪問MMU查詢TLB里面是否已經緩存了此次虛擬到物理的映射？如果是，則轉換結束；如果否，則需要訪問頁表。通過CR3寄存器獲取頁表物理地址，通過分級映射查找獲取物理地址，并同時把此次訪問的虛擬到物理的映射緩存到TLB，方便后續的再次映射（如果是循環邏輯，則后續訪問都不需要再次查頁表，十分高效）。

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完~