虚拟内存
现在的计算机都使用虚拟内存，CPU发出的地址是虚拟地址，内存管理单元（MMU）将虚拟地址转换为物理地址
虚拟内存系统由硬件和软件共同实现，硬件负责地址转换，软件负责内存管理
每一个进程都有自己的虚拟地址空间，虚拟内存和物理内存被划分为固定大小的页，操作系统维持一个页表来记录虚拟页和物理页的映射关系
虚拟页面被分为三种状态
- 未分配：虚拟页没有被分配或者创建
- 缓存的：虚拟页已经被映射到物理页
- 未缓存的：虚拟页已经被分配，但是实际对应的物理内存中没有加载数据
页表
虚拟页与物理页的映射关系由页表来维护，页表是一个数据结构存储在物理内存之中
虚拟地址被划分为页号和页内偏移，页号用于索引页表来找到对应的物理页框，页内偏移用于计算物理地址
页表的地址存储在一个特殊的寄存器中，CPU通过该寄存器来访问页表
不同进程有不同的页表，可以通过将不同页面映射到同一物理页来实现进程间的内存共享
例如，C标准库函数被映射到不同进程的虚拟地址空间中，这样多个进程可以共享同一份代码和数据
单级页表是非常占用空间的，尤其是对于64位系统，虚拟地址空间非常大，页表也会非常大
因此，现代操作系统通常使用多级页表来减少页表的空间占用
虚拟地址被划分为多级，每一级表示一个页表的索引
获取物理地址的过程如下：
- 读取寄存器获得第一级页表的物理地址
- 使用VPN1作为第一级页表的索引来访问第一级页表，获取第二级页表的物理地址
- 使用VPN2作为第二级页表的索引来访问第二级页表，获取第三级页表的物理地址
- 不断重复上述过程，直到获取到最终的物理页框地址
- 与页内偏移相加得到最终的物理地址
TLB
页表访问非常慢，因为需要多次内存访问来获取物理地址
为了加速地址转换，CPU引入了一个叫做翻译后备缓冲器（TLB）的高速缓存来存储最近使用的虚拟页和物理页的映射关系
TLB的结构和访问方式与一般的CPU高速缓存并无太大区别
VPN被划分为TAG和SET两部分，TLB通过SET来索引找到对应组，TAG用于验证是否命中
MMU先访问TLB来查找虚拟页的物理页映射关系，如果TLB命中则直接返回物理地址，如果TLB未命中则需要访问页表来获取物理地址，并将该映射关系加载到TLB中以加速后续访问
综合地址翻译
下图展现了一个CPU访问内存的完整过程
- CPU发出一个虚拟地址，被分割为VPN与VPO
- VPN被划分为TLBT和TLBI两部分
- 访问TLB
- TLB命中：直接返回物理页框地址
- TLB未命中：访问页表来获取物理页框地址
- 通过访问多级页表来获取物理页框地址
- 将该映射关系加载到TLB中
- 最终物理地址由物理页框地址与页内偏移相加得到
- CPU通过物理地址查询L1数据缓存
- L1数据缓存命中：直接返回数据
- L1数据缓存未命中：访问L2,L3以及物理内存来获取数据
- 数据返回给CPU进行处理
考虑一个常见的四级页表的结构 下图是第一级，第二级和第三级页表的结构
下图是第四级页表的结构
Linux虚拟内存
Linux进程的虚拟内存被典型地划分为了多个区域
一个区域就是已经存在已经分配了的虚拟内存的连续片
Linux为每个进程的虚拟内存维护了一个数据结构来记录这些区域的信息
task_struct结构体是Linux内核中用于表示一个进程的主要数据结构，其中包含了一个指向mm_struct结构体的指针，mm_struct结构体用于管理进程的虚拟内存，其中包含了一个指向vm_area_struct结构体的链表头指针，vm_area_struct结构体用于表示一个虚拟内存区域，记录了该区域的起始地址，结束地址，权限等信息
程序访问的虚拟地址必须落入某个虚拟的内存区域内，否则会触发段错误（segmentation fault）异常
如果访问的虚拟地址落入一个未缓存的虚拟页中，则会触发缺页异常，操作系统会将数据加载到物理内存中，并更新页表和TLB来建立虚拟页与物理页的映射关系
