Memory part 3: Virtual Memory

1.简介

处理器中的虚拟内存子系统为每个进程提供了虚拟地址空间。这使得每个进程认为它自己是独立的。虚拟地址有很多优点，此处不表。这里讲它的实现细节。
这个虚拟地址空间是由MMU（memory management unit)实现，MMU就是虚拟内存子系统。MMU是cpu中的东西。作用就是完成逻辑地址到线性地址（虚拟地址）再到物理地址的转换。逻辑地址到线程地址（虚拟地址）由MMU中的段机制实现转换，线性地址到物理地址由MMU中的页机制实现转换。在LINUX kernel中，段机制只是为了应和cpu（intel）中段机制，实际上段机制转换后，逻辑地址和线性地址在数值上相等，统一叫虚拟地址，后续的分页机制才是主角。

2.最简单的地址转换

最有意思的部分就是虚拟地址到物理地址的转换。MMU完成这个地址的映射转换。

一级页表地址转换。虚拟地址的offset等于物理地址的offset，不需转换。进行转换的是前面的部分。一级页表有一个问题，那就是要表示所有的页框，需要的页表项非常多，检索起来很费时间。例如，一个大小为4M的页，在32位cpu中，这个4M的页一共有pow（2,22）个页表项，这检索起来简直要命。

于是进行分层（级），有了多级页表。

不同的U中，页表的级数也不同。
在这多级页表中，是怎么样一级一级走的。
首先，cr3里放着level4的首地址，指向level4 directory。level4 index指向第几个。最后找到的entry是下一个level的首地址，依次类推。

3.页表访问优化

主要角色：TLB
一，由来
os可以建立和更新与页表有关的数据结构，这些都存在于内存中。一旦有进程创建或者页表变化，cpu将会收到通知（os进行通知）。页表用来实现虚拟地址到物理地址的转换。为了加快转换速度，我们假想把这些页表目录缓存到cpu cache中，但是这样还是慢，性能很差。我们有下面这个更好的方法。
我们不缓存页表目录了，我们缓存虚拟地址到物理地址的映射（更确切地說是××地址不包含offset的部分，因为offset不变，没必要算来算去）。这样因为没有了offset，缓存的量一下就减小了，当然速度就快了。
这个存放虚拟地址（excluding offset）到物理地址（excluding offset）映射的缓冲区我们叫TLB。TLB小而快。因为小，放不了太多虚拟到物理地址的映射，如果TLB中找不到这个映射，就得按页表一级一级找了，找到后加入TLB。
TLB也是缓存，故可多级。在L1层，TLB也分为数据和指令。
二，警示
TLB是处理器级别的资源，就是说每个cpu有它们独自的TLB.在一个cpu核中，所有的线程和进程使用相同的TLB（它只有一个），每个进程有各自的页表。如果一个进程的地址空间发生变化，那TLB怎麽办。
-页表只要改变，TLB就刷新
-在TLB实体上增加一个标志位，用于标志变化的页表。
第一种方法代价太大，只要有变化就刷新，刷新了很多本不需要刷新的。
第二种较第一种有改善。

页表的大小对TLB的性能也有影响。太大太小都降低其性能。

4.总结

关于TLB此处写得不详细，也很模糊，日后添坑。