计算机系统总结之 MMU工作原理 【2】

1.二级页表

        在MMU工作原理1 中，我们只是描述了1级页表。如果我们有一个32位的地址空间，每个页框是4k，和一个4Byte的 页表，则也需要4M（4* 2^(32-12)）的页表驻留在存储器中。

       如下图(虚拟存储器中)。虚拟存储器中，0-2047：表示已经分配出去2k个代码和数据的VM页，接下来6k个未分配的vm页，接下来1023个未分配的页，最后一个页用来做栈。一级页表中的每个PTE负责映射虚拟地址的4M的片，然后二级页表和原来的一样，每个PTE负责一个4k的页。按照每个PTE是4Byte，地址空间是4g算，则存储一级页表是用4kB，每个二级页表也是4kB。

      这样的好处是：

     1.如果1级页表是空的，那么二级页表就没有必要存在。对于一般的程序，不可能完全用4g空间，这样将做巨大节省。

     2.只有1级页表在主存中。2级页表只有在需要时创建，页面调入或调出。

 

2.综合举例

前提条件：

1.存储器字节寻址。2.存储器访问是1字节。

假设我们的虚拟地址和TLB如下：

vpo(虚拟页offset)：2^6 = 64byte

(虚拟页号)：8位表示。2^8 = 256个条目。

每个行TLB为4组：TLBI：表示每组中的4个中的其中一个的标记。 TLBT：剩下的高6位作为位。

PTE（页表条目）如下：

物理地址如下：

ppo:物理页offset

ppn:物理页号

      当cpu发出读0x34d4命令时，首先解析VPN为0xf，然后检查TLB中是否含有，0xf对应TLB的 TLBI（每一行的标记）0x3,TLBT(每列的位)为0x3,此时查找TLB表，valid且找到PPN为0D + (0x14)---->物理地址为0x354.

继续解析0D的含义。下图CT（标记位）：CI(缓存组索引 )CO：（缓存组偏移）

 

cache如下：按照上面推测，则得知要的值是36；

下图演示了完整过程：

3.linux虚拟存储器

      每个进程都有自己的虚拟地址空间，思考：为什么32位的地址空间从0x08048000开始呢？因为以下内存保存了一些库的.so文件。因为每个进程都共享kernel的的代码和数据，所以不同进程的内核虚拟存储器中的一些区域映射到相同的物理页（内存共享）。linux将虚拟存储器组织成一些区域的集合，如代码段，数据段等等。每个存在的虚拟页都保存在某个区域中。

下面理解下kernel的的数据结构。

 task_struct:任务结构，包含了当前进程的所有信息，如PID，进程状态，等等。保存在thread_info中，而thread——info保存在内核栈的尾端，方便current宏进行查找。

mm_struct: pgd:指向一级页表的基址。mmap：描述了当前虚拟地址空间的一个区域。

vm_start:指向这个区域的起始处。

vm_end：指向这个区域的结束。

vm_port：这个区域所有页的权限位。

vm_flags:public还是private信息。

4.fork和mmap

首先理解一下写时拷贝技术。有两个进程共享了一段私有数据的物理内存，此时私有页表标记位只读。当进程试图修改此段共享物理页的时候，就会触发一个保护故障。就会进行新的拷贝。

      当fork被当前进程调用时候，就会产生一个新的进程，新的PID。但是mm_struct,区域结构等都是直接copy。两个进程每个页面都标记为只读，当进程发生写操作时候，就产生了写时拷贝。

mmap函数：要求内核创建一个新的虚拟存储器区域，并将文件描述符fd指向的一片连续区域映射到该区域。