内存管理单元MMU简介

1. MMU

MMU在CPU的配合下(通过页异常触发)，实现了线性地址到物理地址的动态映射，为正在CPU上运行的应用程序(进程)提供了一个独立的连续内存空间(线性地址空间，或称虚拟内存空间，其中放置了代码段、数据段和堆栈段)，屏蔽了地址分配、内存分配和内存回收等一系列复杂的系统行为。

MMU的线性地址转换是通过页表进行的，具体过程如下图所示(摘自intel程序员手册卷3)：

其实最简单明了的方法是通过一个一维数组来记录映射关系:下标代表线性地址，数组元素内容代表物理地址。可是如此一来，用来表示映射关系的内存空间比被表示的物理空间还要大，显然这不是一个可行的方案。

工程师们采用了分段分级的思路来表示这种映射关系：先把线性空间以4K大小为单位进行划分(页)，然后再以大段连续空间进行转换，在每个大段空间内部再次划分成小段进行转换，直到段大小变为4K页大小。用以表示和段空间映射关系的结构称为页表，其大小也是一个页面。由于采用了分段的方法，页表空间大大减小；同时未映射的空间不必分配页表，这也进一步降低了页表占用空间。

x86_64架构下Linux用了四级页表来表示一个映射关系，依次为PGD、PUD、PMD、PT。每级页表4K大小，内部元素大小为8字节，高位指向了下一级页表的物理地址，低位表示页表属性(是否存在、读写权限、是否脏等等)。顶层页表PGD的物理地址存放在CPU的CR3寄存器中，供MMU访问。48位线性地址也相应地分成了五段：前四段，每段长9位，用来索引对应页表的元素；最后一段长12位，用来在页面中索引物理地址。各级页表的详细内容参考下表：

2. 页表转换过程

Linux系统中每个进程对应用户空间的pgd是不一样的，但是linux内核的pgd是一样的。当创建一个新的进程时，都要为新进程创建一个新的页面目录PGD，并从内核的页面目录swapper_pg_dir中复制内核区间页面目录项至新建进程页面目录PGD的相应位置，具体过程如下：
do_fork() --> copy_mm() --> mm_init() --> pgd_alloc() --> set_pgd_fast() --> get_pgd_slow() --> memcpy(&PGD + USER_PTRS_PER_PGD, swapper_pg_dir +USER_PTRS_PER_PGD, (PTRS_PER_PGD - USER_PTRS_PER_PGD) * sizeof(pgd_t))

这样一来，每个进程的页面目录就分成了两部分，第一部分为“用户空间”，用来映射其整个进程空间（0x0000 0000－0xBFFF FFFF）即3G字节的虚拟地址；第二部分为“系统空间”，用来映射（0xC000 0000－0xFFFF FFFF）1G字节的虚拟地址。可以看出Linux系统中每个进程的页面目录的第二部分是相同的，所以从进程的角度来看，每个进程有4G字节的虚拟空间，较低的3G字节是自己的用户空间，最高的1G字节则为与所有进程以及内核共享的系统空间。每个进程有它自己的PGD( Page Global Directory)，它是一个物理页，并包含一个pgd_t数组。

PTE: 页表项（page table entry）
PGD(Page Global Directory)
PUD(Page Upper Directory)
PMD(Page Middle Directory)
PT(Page Table)

PGD中包含若干PUD的地址，PUD中包含若干PMD的地址，PMD中又包含若干PT的地址。每一个页表项指向一个页框，页框就是真正的物理内存页。

3. TLB

Translation lookaside buffer,即旁路转换缓冲，或称为页表缓冲；里面存放的是一些页表文件（虚拟地址到物理地址的转换表）。又称为快表技术。如果匹配到逻辑地址就可以迅速找到页框号（页框号可以理解为页表项），通过页框号与逻辑地址的后12位的偏移自合得到最终的物理地址。如果没在TLB中匹配到逻辑地址，就出现TLB不命中（TLB Misss），需要通过常规的页表查询。如果TLB足够大，那么这个转换就会变得迅速。但是事实是TLB的容量非常小，一般都是几十项到几百项不等。

在有些的处理器架构中，为了提供效率，还将TLB进行分组，以X86架构为例，一般都分为以下四个组：

   第一组：缓存一般页表（4KB页面）的指令页表缓存（Instruction-TLB）第二组：缓存一般页表（4KB页面）的数据页表缓存（Data-TLB）第三组：缓存大尺寸页表（2MB/4M页B面）的指令页表缓存（Instruction-TLB）    第四组：缓存大尺寸页表（2MB/4MB页面）的数据页表缓存（Data-TLB）

举一个例子：假设一个应用程序需要使用8KB的物理内存，如果使用常规页（4KB）并且使TLB总能命中，那么至少需要在TLB表中存放两个表项，在这种情况下，只要寻址的内容都在该内容页内，那么只要两个表项就足够了。如果该应用程序需要使用512个内容页也就是2MB大小，那么需要512个页表表项才能保证不会出现TLB不命中的情况。但是TLB容量有限，随着程序的变大或者使用内存的增加，那么势必会增加TLB的使用项，最后导致TLB出现不命中的情况。此时，大页的优势就显示出来了，如果使用2MB作为分页的基本单位，那么只需要一个页表项就可以保证不出现TLB不命中的情况；对于消耗内存以GB（2^30）为单位的大型程序，可以采用1GB为单位作为分页的基本单位，减少TLB不命中的情况。

参考：
https://rootw.github.io/2017/08/%E5%9C%B0%E5%9D%80%E6%98%A0%E5%B0%84/
https://blog.csdn.net/wangquan1992/article/details/105047639/