知識星球由於很多童鞋大學的時候學《微機原理》都是打醬油，當老師是蒼蠅在講臺上發噪音，導致MMU這些基本知識都沒有搞清楚，所以對計算機的認識一塌糊塗,Linux也無法學通。然後我經常被問到各種奇葩到讓人吐血的記憶體管理問題，這些問題顯示出這些童鞋對最基本的MMU和頁表工作機制不清楚。我覺得我不得不寫點什麼東西，讓這些打醬油的童鞋，把基本的馬步扎穩，當然這不是為了別人，也不是為了無私奉獻，純粹是為了避免無數次被問到吐血，遲早有一天吐血而亡。為了能夠活地久一點，特作此文。
對於一個有MMU的CPU而言，MMU開啟後，CPU是這樣定址的：CPU任何時候，一切時候，發出的地址都是虛擬地址，這個虛擬地址發給MMU後,MMU透過頁表來在頁表裡面查出來這個虛擬地址對應的物理地址是什麼，從而去訪問外面的記憶體條。MMU裡面的頁表地址暫存器，記錄了頁表本身的存放位置。
現在我們假設每一頁的大小是4KB，而且假設頁表只有一級，這個頁表長成下麵這個樣子，頁表的每一行是32個bit。
當CPU訪問虛擬地址0的時候，MMU會去查上面頁表的第0行，發現第0行沒有命中，於是無論以何種形式（R讀，W寫，X執行）訪問，MMU都會給CPU發出page fault，CPU自動跳到fault的程式碼去處理fault。
當CPU訪問虛擬地址4KB的時候，MMU會去查上面頁表的第1行(4KB/4KB=1)，發現第1行命中，如果這個時候
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使用者是執行讀或者執行，則MMU去訪問記憶體條的6MB這個地址，因為頁表裡面記錄該頁的許可權是RX；
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使用者是去寫4KB，由於頁表裡面第1行記錄的許可權是RX，沒有記錄你有寫的許可權，MMU會給CPU發出page fault，CPU自動跳到fault的程式碼去處理fault。
當CPU訪問虛擬地址8KB+16的時候，MMU會去查上面頁表的第2行(8KB/4KB=2)，發現第2行命中了物理地址8M，這個時候，MMU會訪問記憶體條的8MB+16這個物理地址。當然，許可權檢查也是需要的。
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當CPU訪問虛擬地址3GB的時候，MMU會去查上面頁表的第3GB/4KB行，表中記錄命中了，查到虛擬地址3GB對應的物理地址是0，於是MMU去訪問記憶體條上的地址0。但是，這個訪問分成2種情況：
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CPU在執行使用者態程式的時候，去訪問3GB，由於頁表裡面記錄的U+K許可權只有K，所以U是沒許可權的，MMU會給CPU發出page fault，CPU自動跳到fault的程式碼去處理fault；
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CPU在執行核心態程式的時候，去訪問3GB，由於頁表裡面記錄的U+K許可權只有K，所以K是有許可權的，MMU不會給CPU發出page fault，程式正常執行。
由此可以得知，如果頁表只有1級，每4KB的虛擬地址空間就需要頁表裡面的一行（32bit），那麼CPU要改寫到整個4GB的記憶體，就需要這個頁表的大小是：
4GB/4KB *4 = 4MB。
註意頁表是無縫全改寫！！！你頁表不改寫全，CPU訪問虛擬地址的時候，MMU都不知道查哪裡了….
所以，這個頁表的大小是4MB，改寫了整個0-4GB的虛擬地址空間，任何一個虛擬地址，都可以用地址的高20位（由於一頁是4KB，低12位就是葉內偏移了），作為頁表這個表的行號去讀對應的頁表項。
這個查水錶的過程，由MMU硬體自動完成。
現在我們假設在Linux裡面有2個行程，一個是QQ，一個是Firefox，他們的頁表分別如下：
當CPU在執行QQ的時候，Linux會把QQ的頁表的物理地址255MB，填入MMU的頁表地址暫存器，於是這個時候，QQ的頁表生效。根據頁表內容，CPU如果訪問4KB這個虛擬地址的話，MMU訪問記憶體條的6MB物理地址；CPU如果訪問8KB這個虛擬地址的話，MMU訪問記憶體條的8MB物理地址；CPU如果訪問3GB這個虛擬地址的話，MMU訪問記憶體條的0MB物理地址；
當CPU在執行Firefox的時候，Linux會把Firefox的頁表的物理地址280MB，填入MMU的頁表地址暫存器，於是這個時候，Firefox的頁表生效，QQ的頁表淡出江湖。根據頁表內容，CPU如果訪問4KB這個虛擬地址的話，MMU訪問記憶體條的100MB物理地址；CPU如果訪問8KB這個虛擬地址的話，MMU訪問記憶體條的200MB物理地址；CPU如果訪問3GB這個虛擬地址的話，MMU訪問記憶體條的0MB物理地址。
上面我們發現一個共同點，QQ和Firefox去訪問3GB虛擬地址的時候，最終MMU訪問的都是0MB這個物理地址，具體原因非常簡單，QQ和Firefox，這2張頁表裡面，3GB/4KB這一行，裡面填的是完全一樣的東東。
上面我們發現，如果採用一級頁表的話，每個行程都需要1個4MB的頁表，這個空間浪費還是很大，於是我們可以採用二級或者三級頁表。舉例如下，假設我們用地址的高10位作為一級頁表的索引，中間10位作為2級頁表的索引。CPU訪問虛擬地址16，這個地址如果分解為10/10/12位的話，就是這個樣子：
那麼MMU會用0這個下標去訪問一級頁表（一級頁表的地址填入MMU的頁表地址暫存器）的第0行，第0行的內容寫的是2MB(此處不再是最終的物理地址，而是二級頁表的物理地址),證明二級頁表的地址在2MB，於是MMU自動去以中間的10位作為下標，去查詢位置在2MB的二級頁表,在2級頁表裡面，最終查到第0頁(地址範圍0x00000000~0x00000FFF)這個虛擬地址的物理地址是1GB，於是MMU去訪問記憶體條的1GB+16這個物理地址。
據以上分析，1級頁表佔據的記憶體是2的10次方，再乘以4，即4KB。而每個二級頁表，也是2的10次方，再乘以4，即4KB。分級機制的主要好處是，二級頁表不是一定存在了，比如一級頁表的第2行不命中，也即如下地址都無效的話：
那麼這一行對應的二級頁表，就整個都不需要了，於是就省掉了這段區間4KB二級頁表的記憶體佔用。頁表當然還有是三級甚至更多。
至於有多級頁表的時候，其實MMU也只需要知道一級頁表的基地址即可。每次切換行程的時候，把一級頁表的地址重新填入MMU，把新的行程的頁表啟用即可。
