虚拟内存之页表
为何需要逻辑地址
由于系统中的物理内存是随分配不断在变化的，有时候这个程序使用，有时候那个程序在使用。如果不使用逻辑地址直接使用物理地址，那当前进程操作的地址被占用，则不能使用内存。通过将连续的逻辑地址映射成不连续的物理地址，程序将只用关系的连续的逻辑地址，而物理地址再通过一些方法找到并映射过去就行了。
考虑一种简单的映射方法：
如果简单的使用<物理地址起始地址，大小>实现：程序A申请前0-199的内存，程序B申请200-299的内存。但程序A的200内存并没有完成使用，大部份是空闲的，将会造成内存浪费。这种其实地址加大小的寻址方式就是所谓的 可变分区管理。容易产生外碎片。
如果此时程序A释放，程序C想要申请300的内存，但是程序A释放的0-199不足以满足C的要求，C需要寻找更大块的内存，而程序A释放导致的空闲内存一直没被用上，导致浪费。
- 内存碎片
- 内碎片：申请一段空间，但是没有完全使用，一部分内存的空闲的，造成浪费
- 用不上
- 外碎片：申请一段空间，但是前边剩余的一段不满足，需要找后边的大块内存。前边剩余的内存一直用不上操作从浪费
- 塞不下
因此引入分页机制来优化内存碎片问题
分页
将程序的逻辑地址空间分为若干等大的页，称为 页/页面/虚页 。同样将物理内存分成若干项大小同虚页大小的页，称为 块/页帧/实页。虚页是连续的，实页是不连续的，页表就维护了虚页到实页的映射关系，页表中每一项称为页表项(PTE)，表示一个虚页到实页是映射关系。每个进程都有自己的页表，称为进程页表。
程序中使用的虚地址大致如下：
|页号|页内偏移|页表中的内容大致如下(当然还可以有一些标志信息，如是否有读写权限、是否可用等)：
页号1: |标记|物理页号|
页号2: |标记|物理页号|
页号3: |标记|物理页号|
页号4: |标记|物理页号|
标注页号仅表示页表项之间的位置关系(连续)，不占用实际内存每个进程为了找到自己的进程页表还需要 页表基地址寄存器(PTBR) 的帮忙，其指向进程页表的实页号/页表起始地址(PPN)。进程切换时会切换PTBR的值。
注意 ，页号表示页表项之间的位置关系(连续)，实际不占物理内存，通过PTBR+页号x页表项大小算出目标地址
由虚地址到实际物理地址的变化叫做内存映射，过程如下：
┌────┐ ┌────────┬─────────┐
│PTBR│ │虚拟页号│ 页内偏移│ 主存
└─┬──┘ └──┬─────┴────┬────┘ ┌─────────────┐
│ │ │ │ │
│ │ │ │ │
│ │ │ │ │
│ │ │ ├─────────────┤
└──────────+──────────┼────────────►│ │
│ 物理页号 │page table │
x─◄───────────┤ │
│ ├─────────────┤
│ │ │
│ │ │
│ │ │
│ 物理地址 │ │
└───────────► │ │
│ │
│ │
└─────────────┘如果对应地址缺页，则会触发缺页中断。进入内核态(异常/中断型)，从磁盘换入或加载内存并填写到内存中，并填写帧号，然后重新进行寻址过程。
如0x000011a3的地址映射过程
- 逻辑地址32位=20位页号+12位页内偏移
- 页表项32位=20位块号(与20位页号对应)+12位标记位
- 物理地址=20位块号+12为页内偏移
页表如下:
起址：PTBR
+页号 |标记| 帧号 |
|----|--------------|
+0x00001 -> | | 0x000f3 |第一次访问内存，通过PTBR+0x00001找到对应的页表项的地址，读取物理页号/页帧/实页号。再通过帧号0x000f3拼接页内偏移0x1a3得到物理地址(不需要加法，一部分高位，一部分低位，直接拼接更快)，第二次访问内存读取数据。至少需要两次内存访问
分页机制的优化
要真正获取一个内存中的内容实际需要加载两次内存，第一次是查页表找到物理页号，第一次是根据物理页号加页内偏移到对应内存,因此可以进行时间上的优化。而每个进程都需要维护一个页表，页表本身也是占内存空间的，因此还可以进行空间优化。
空间优化与多级页表
引入多级页表有两个原因
- 如果页表大小超过了一个页面的大小/容量，则可能将数据存放到两个不同的页面，将无法通过PTBR+页号的方式找到
- 如通常一个页4KB，32位系统中一PTE有32位4B，故PTE数不应超过1k
- 进程页表本身也是在内存中的，需要占用内存空间
如果不考虑页面容量问题，假设一个页能容纳所有页表项。一个32位的系统和程序，如果页内偏移12位，要访问全部4G内存则需要2^20个物理块/物理页面/物理页号，对应就有2^20个页号/虚页号，即2^20个页表项：
|12位标记位|20位表示物理页号|这么一个页表项32bit=4B，则维护一个进程的页表需要占用2^20x4B=4MB的内存空间。4MB看起来很小，但是操作系统是要运行很多程序的。
如果使用多级页表，应当页表大小==页面容量 ，如将32位分为10位，10位，12位的分级方式。为何10位？10位能索引2^10个PTE，而每个PTE占4B，一个页表刚好就4KB，与页容量相同。如果小于页容量会产生内碎片，浪费;如果大于页容量则无法通过页表起址+offset寻址。
64位系统中则常用9位索引页表，64bit=8B，8Bx2^9=4KB，也刚好是一个页的大小。
虚地址：
| VPN[1] | VPN[0] | 页内偏移 |
PTE:
| PPN[1] | PPN[0] | 页内偏移 |PTBR指向一级页表起始地址，加上VPN[1]可以索引到对应页表项，一级页表中的PPN[1]PPN[0]就是二级页表的起始地址，再通过VPN[0]索引二级也被即可得到物理页号，加上页内偏移得到物理地址。
┌────┐ ┌──────┬─────┬───────┐
│PTBR│ │ VPN1 │VPN0 │offset │
└─┬──┘ └──┬───┴──┬──┴───┬───┘ ┌─────────────┐
│ │ │ │ │ │
│ │ │ │ ├─────────────┤
└─────────x──────┼──────┼──────────────────►│xxxxxxxxxxxxx│
│ │ │x L0 xx│
│ │ PPN1,PPN0 │x xx│
x──────┼─────◄─────────────┤xxxxxxxxxxxxx│
│ │ ├─────────────┤
│ │ │ │
│ │ │ │
│ │ │ │
│ │ ├─────────────┤
└──────┼──────────────────►│xxxxxxxxxxxxx│
│ │x L1 xxx│
│ PPN1,PPN0 │x xxx│
x─────◄─────────────┤xxxxxxxxxxxxx│
│ ├─────────────┤
│ │ │
│ │ │
│ │ │
│ │ │
│ │ │
└──────────────────►│ │
│ │
│ │
│ │
│ │
│ │
└─────────────┘如果发现第一级只有3项指向第二级，而第二级页表有2^10项，所以一共3个页表需要(2^10+3x2^10)x4B = 16KB的内存空间。
当然上限还是2^10x2^10个表项x4B占4M空间。
问题就是内存的访问次数增加了
时间优化
前面使用多级页表的方式虽然，减少了空间占用，但是内存的访问次数增加了。
TLB
将最常访问的几个(一般8-128个左右)页表项储存到访问速度更快的硬件中，如关联存储器(相当于哈希表)，这个小表的名称为TLB (Translation Lookaside Buffer) 或 快表 。寻址会同时寻找TLB和页表，如果TLB命中则查页表寻址的操作作废。
使用大页
依旧上述多级页表的例子，但是使用某种机制让大页表地址连续，那么就可以使用起址+offset的方式寻址，而不需要多级页表多次访问内存。
虚地址：
| VPN[1] | VPN[0] | 页内偏移 |
PTE:
| PPN[1] | PPN[0] | 页内偏移 |只是访问一级页表(L0)时其返回PPN[1]作为大页的索引(高10位)，然后使用虚拟地址的<VPN[0],页内偏移>所谓大页的页内偏移。如此一来访问次数就降低了。
┌────┐ ┌──────┬─────┬───────┐
│PTBR│ │ VPN1 │VPN0 │offset │
└─┬──┘ └──┬───┴──┬──┴──┬────┘
│ │ │ │
│ │ └──┬──┘ ┌─────────────┐
│ │ │ │ │
│ │ │ ├─────────────┤
└───────x─────────┼───────────►│xxxxxxxxxxxxx│
│ │x L0 xx│
│ PPN1, │x xx│
x───────◄────┤xxxxxxxxxxxxx│
│ ├─────────────┤
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└───────────►│ │
│ huge page │
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└─────────────┘