內(nèi)存管理可以說是一個比較難學(xué)的模塊，之所以比較難學(xué)。一是內(nèi)存管理涉及到硬件的實現(xiàn)原理和軟件的復(fù)雜算法，二是網(wǎng)上關(guān)于內(nèi)存管理的解釋有太多錯誤的解釋。希望可以做個內(nèi)存管理的系列，從硬件實現(xiàn)到底層內(nèi)存分配算法，再從內(nèi)核分配算法到應(yīng)用程序內(nèi)存劃分，一直到內(nèi)存和硬盤如何交互等，徹底理解內(nèi)存管理的整個脈絡(luò)框架。本節(jié)主要講解硬件原理和分頁管理。

CPU通過MMU訪問內(nèi)存

我們先來看一張圖：

從圖中可以清晰地看出，CPU、MMU、DDR 這三部分在硬件上是如何分布的。首先 CPU 在訪問內(nèi)存的時候都需要通過 MMU 把虛擬地址轉(zhuǎn)化為物理地址，然后通過總線訪問內(nèi)存。MMU 開啟后 CPU 看到的所有地址都是虛擬地址，CPU 把這個虛擬地址發(fā)給 MMU 后，MMU 會通過頁表在頁表里查出這個虛擬地址對應(yīng)的物理地址是什么，從而去訪問外面的 DDR（內(nèi)存條）。

所以搞懂了 MMU 如何把虛擬地址轉(zhuǎn)化為物理地址也就明白了 CPU 是如何通過 MMU 來訪問內(nèi)存的。

MMU 是通過頁表把虛擬地址轉(zhuǎn)換成物理地址，頁表是一種特殊的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，放在系統(tǒng)空間的頁表區(qū)存放邏輯頁與物理頁幀的對應(yīng)關(guān)系，每一個進(jìn)程都有一個自己的頁表。

CPU 訪問的虛擬地址可以分為：p（頁號），用來作為頁表的索引；d（頁偏移），該頁內(nèi)的地址偏移?，F(xiàn)在我們假設(shè)每一頁的大小是 4KB，而且頁表只有一級，那么頁表長成下面這個樣子（頁表的每一行是32個 bit，前20 bit 表示頁號 p，后面12 bit 表示頁偏移 d）：

CPU，虛擬地址，頁表和物理地址的關(guān)系如下圖：

頁表包含每頁所在物理內(nèi)存的基地址，這些基地址與頁偏移的組合形成物理地址，就可送交物理單元。

上面我們發(fā)現(xiàn)，如果采用一級頁表的話，每個進(jìn)程都需要1個4MB的頁表(假如虛擬地址空間為32位（即4GB）、每個頁面映射4KB以及每條頁表項占4B，則進(jìn)程需要1M個頁表項（4GB / 4KB = 1M），即頁表（每個進(jìn)程都有一個頁表）占用4MB（1M * 4B = 4MB）的內(nèi)存空間)。然而對于大多數(shù)程序來說，其使用到的空間遠(yuǎn)未達(dá)到4GB，何必去映射不可能用到的空間呢？也就是說，一級頁表覆蓋了整個4GB虛擬地址空間，但如果某個一級頁表的頁表項沒有被用到，也就不需要創(chuàng)建這個頁表項對應(yīng)的二級頁表了，即可以在需要時才創(chuàng)建二級頁表。做個簡單的計算，假設(shè)只有20%的一級頁表項被用到了，那么頁表占用的內(nèi)存空間就只有0.804MB（1K * 4B + 0.2 * 1K * 1K * 4B = 0.804MB）。除了在需要的時候創(chuàng)建二級頁表外，還可以通過將此頁面從磁盤調(diào)入到內(nèi)存，只有一級頁表在內(nèi)存中，二級頁表僅有一個在內(nèi)存中，其余全在磁盤中（雖然這樣效率非常低），則此時頁表占用了8KB（1K * 4B + 1 * 1K * 4B = 8KB），對比上一步的0.804MB，占用空間又縮小了好多倍！總而言之，采用多級頁表可以節(jié)省內(nèi)存。

二級頁表就是將頁表再分頁。仍以之前的32位系統(tǒng)為例，一個邏輯地址被分為20位的頁碼和12位的頁偏移d。因為要對頁表進(jìn)行再分頁，該頁號可分為10位的頁碼p1和10位的頁偏移p2。其中p1用來訪問外部頁表的索引，而p2是是外部頁表的頁偏移。

網(wǎng)站欄目：CPU訪問內(nèi)存原理和分頁管理
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