CPU访问内存原理和分页管理

内存管理可以说是一个比较难学的模块，之所以比较难学。一是内存管理涉及到硬件的实现原理和软件的复杂算法，二是网上关于内存管理的解释有太多错误的解释。希望可以做个内存管理的系列，从硬件实现到底层内存分配算法，再从内核分配算法到应用程序内存划分，一直到内存和硬盘如何交互等，彻底理解内存管理的整个脉络框架。本节主要讲解硬件原理和分页管理。

CPU通过MMU访问内存

我们先来看一张图：

从图中可以清晰地看出，CPU、MMU、DDR 这三部分在硬件上是如何分布的。首先 CPU 在访问内存的时候都需要通过 MMU 把虚拟地址转化为物理地址，然后通过总线访问内存。MMU 开启后 CPU 看到的所有地址都是虚拟地址，CPU 把这个虚拟地址发给 MMU 后，MMU 会通过页表在页表里查出这个虚拟地址对应的物理地址是什么，从而去访问外面的 DDR（内存条）。

所以搞懂了 MMU 如何把虚拟地址转化为物理地址也就明白了 CPU 是如何通过 MMU 来访问内存的。

MMU 是通过页表把虚拟地址转换成物理地址，页表是一种特殊的数据结构，放在系统空间的页表区存放逻辑页与物理页帧的对应关系，每一个进程都有一个自己的页表。

CPU 访问的虚拟地址可以分为：p（页号），用来作为页表的索引；d（页偏移），该页内的地址偏移。现在我们假设每一页的大小是 4KB，而且页表只有一级，那么页表长成下面这个样子（页表的每一行是32个 bit，前20 bit 表示页号 p，后面12 bit 表示页偏移 d）：

CPU，虚拟地址，页表和物理地址的关系如下图：

页表包含每页所在物理内存的基地址，这些基地址与页偏移的组合形成物理地址，就可送交物理单元。

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(假如虚拟地址空间为32位（即4GB）、每个页面映射4KB以及每条页表项占4B，则进程需要1M个页表项（4GB / 4KB = 1M），即页表（每个进程都有一个页表）占用4MB（1M * 4B = 4MB）的内存空间)。然而对于大多数程序来说，其使用到的空间远未达到4GB，何必去映射不可能用到的空间呢？也就是说，一级页表覆盖了整个4GB虚拟地址空间，但如果某个一级页表的页表项没有被用到，也就不需要创建这个页表项对应的二级页表了，即可以在需要时才创建二级页表。做个简单的计算，假设只有20%的一级页表项被用到了，那么页表占用的内存空间就只有0.804MB（1K * 4B + 0.2 * 1K * 1K * 4B = 0.804MB）。除了在需要的时候创建二级页表外，还可以通过将此页面从磁盘调入到内存，只有一级页表在内存中，二级页表仅有一个在内存中，其余全在磁盘中（虽然这样效率非常低），则此时页表占用了8KB（1K * 4B + 1 * 1K * 4B = 8KB），对比上一步的0.804MB，占用空间又缩小了好多倍！总而言之，采用多级页表可以节省内存。

二级页表就是将页表再分页。仍以之前的32位系统为例，一个逻辑地址被分为20位的页码和12位的页偏移d。因为要对页表进行再分页，该页号可分为10位的页码p1和10位的页偏移p2。其中p1用来访问外部页表的索引，而p2是是外部页表的页偏移。

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