由于很多童鞋大学的时候学《微机原理》都是打酱油,当老师苍蝇在讲台上发噪音,导致MMU这些基本知识都没有搞清楚,所以对计算机的认识一塌糊涂,Linux也无法学通。然后我经常被问到吐血,我觉得我不得不写点什么东西,让这些打酱油的童鞋,把基本的马步扎稳,当然这不是为了别人或者奉献,纯粹是为了避免无数次被问到,然后心中吐血,迟早有一天吐血而亡。为了能够活地久一点,特作此文。

对于一个有MMU的CPU而言,MMU开启后,CPU是这样寻址的:CPU任何时候,一切时候,发出的地址都是虚拟地址,这个虚拟地址发给MMU后,MMU通过页表来在页表里面查出来这个虚拟地址对应的物理地址是什么,从而去访问外面的内存条。MMU里面的页表地址寄存器,记录了页表本身的存放位置。

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现在我们假设每一页的大小是4KB,而且假设页表只有一级,这个页表长成下面这个样子,页表的每一行是32个bit。

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当CPU访问虚拟地址0的时候,MMU会去查上面页表的第0行,发现第0行没有命中,于是无论以何种形式(R读,W写,X执行)访问,MMU都会给CPU发出page fault,CPU自动跳到fault的代码去处理fault。

 

当CPU访问虚拟地址4KB的时候,MMU会去查上面页表的第1行(4KB/4KB=1),发现第1行命中,如果这个时候

1.       用户是执行读或者执行,则MMU去访问内存条的6MB这个地址,因为页表里面记录该页的权限是RX;

2.       用户是去写4KB,由于页表里面第1行记录的权限是RX,没有记录你有写的权限,MMU会给CPU发出page fault,CPU自动跳到fault的代码去处理fault。

 

当CPU访问虚拟地址8KB+16的时候,MMU会去查上面页表的第2行(8KB/4KB=2),发现第2行命中了物理地址8M,如果这个时候,MMU会访问内存条的8MB+16这个物理地址。当然,权限检查也是需要的。

 

当CPU访问虚拟地址3GB的时候,MMU会去查上面页表的第3GB/4KB行,表中记录命中了,查到虚拟地址3GB对应的物理地址是0,于是MMU去访问内存条上的地址0。但是,这个访问分成2种情况:

1.       CPU在执行用户态程序的时候,去访问3GB,由于页表里面记录的U+K权限只有K,所以U是没权限的,MMU会给CPU发出page fault,CPU自动跳到fault的代码去处理fault;

2.       CPU在执行内核态程序的时候,去访问3GB,由于页表里面记录的U+K权限只有K,所以K是有权限的,MMU不会给CPU发出page fault,程序正常执行。

 

由此可以得知,如果页表只有1级,每4KB的虚拟地址空间就需要32bit的页表里面的一行,那么CPU要覆盖到整个4GB的内存,就需要这个页表的大小是:

4GB/4KB *4 = 4MB。

所以,这个页表的大小是4MB,覆盖了整个0-4GB的虚拟地址空间,任何一个虚拟地址,都可以用地址的高20位(由于一页是4KB,低12位就是页内偏移了),作为页表这个表的行号去读对应的页表项。这个查水表的过程,由MMU硬件自动完成。

 

现在我们假设在Linux里面有2个进程,一个是QQ,一个是Firefox,他们的页表分别如下:

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当CPU在执行QQ的时候,Linux会把QQ的页表的物理地址255MB,填入MMU的页表地址寄存器,于是这个时候,QQ的页表生效。CPU如果访问4KB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的6MB物理地址;CPU如果访问8KB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的8MB物理地址;CPU如果访问3GB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的0MB物理地址;

当CPU在执行Firefox的时候,Linux会把Firefox的页表的物理地址280MB,填入MMU的页表地址寄存器,于是这个时候,Firefox的页表生效,QQ的页表淡出江湖。CPU如果访问4KB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的100MB物理地址;CPU如果访问8KB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的200MB物理地址;CPU如果访问3GB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的0MB物理地址。

上面我们发现一个共同点,QQ和Firefox去访问3GB虚拟地址的时候,最终MMU访问的都是0MB这个物理地址,具体原因非常简单,QQ和Firefox,这2张页表里面,3GB/4KB这一行,里面填的是完全一样的东东。

上面我们发现,如果采用一级页表的话,每个进程都需要1个4MB的页表,这个空间浪费还是很大,于是我们可以采用二级或者三级页表。举例如下,假设我们用地址的高10位作为一级页表的索引,中间10位作为2级页表的索引。CPU访问虚拟地址16,这个地址如果分解为10/10/12位的话,就是这个样子:


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那么MMU会用0这个下标去访问一级页表(一级页表的地址填入MMU的页表地址寄存器)的第0行,第0行的内容写的是2MB,证明二级页表的地址在2MB,于是MMU自动去以中间的10位作为下表,去查询位置在2MB的二级页表,最终查到16这个虚拟地址的物理地址是1GB,于是MMU去访问内存条的1GB+16这个物理地址。

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根据以上分析,1级页表占据的内存是2的10次方,再乘以4,即4KB。而每个二级页表,也是2的10次方,再乘以4,即4KB。分级机制的主要好处是,二级页表不是一定存在了,比如一级页表的第2行不命中,也即如下地址都无效的话:

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那么这一行对应的二级页表,就整个都不需要了,于是就省掉了这段区间4KB二级页表的内存占用。