【0】写在前面-为什么需要虚拟存储器?
0.1）定义：虚拟存储器其实就是借用了磁盘地址空间，还记得当初我们安装CentOS，划分的swap 文件系统吗？
0.2）VM简化了链接和加载、代码和数据共享，以及应用程序的存储器分配：（摘自CSAPP）
- （1） 简化链接： 每个进程都拥有独立的虚拟地址空间， 且空间范围一致；（它是可重定向目标文件使用相对物理地址的前提）
- （2） 简化加载： 加载器从不实际拷贝任何数据从磁盘到存储器。每个页初次被调用哦时， 要么是CPU取指时引用， 要么是一条正在执行的指令引用一个存储器位置时引用，VM系统会按需自动调入数据页；
- （3） 简化共享： 多个虚拟页面可以映射到同一个共享物理页面上；
- （4） 简化存储器分配： 当需要额外的堆空间， os分配连续的虚拟存储器页面，这些VP可以映射都任意的物理页面，这些物理页面可以任意分散在存储器中；
0.3）我还想多问一句，为什么有了高速缓存，还需要TLB-translation lookaside buffer,翻译后备缓冲器呢？
Reason：
引入局部性原则： （摘自CSAPP）
局部性原则保证了在任意时刻， 程序将往往在一个较小的活动页面集合上工作，这个集合
叫做工作集（working set）或者常驻集（resident set）。
换句话说， 局部性原则揭示了一个现象：在一段时间内，我们会反复调入或调入同一个或
几个虚拟页页面；而且，每次CPU产生一个VA时， MMU就必须查阅PTE，
以便将VA翻译为PA， 注意是每次，所以开销很大；
解决方法： 为了消除这样的开销，在MMU中包括了一个关于PTE的小缓存，称为翻译后备缓冲器；
关键点： 所有的地址翻译步骤都是在芯片上的MMU中执行的， 因此执行速度非常快；
你要知道计算机中共有7级存储结构，访问CPU中的存储空间（MMU）的速度比访问缓存的速度可是快了几个数量级的。
【1】说了这么多，看个荔枝（以下TLB + 页表 + 高速缓存 是我们手动模拟的）（图片摘自CSAPP）：
【2】题目：说有虚拟地址 0x03d7， 虚拟存储器系统如何将其翻译成物理地址和访问缓存的。
【3】解答：将以上虚拟地址用二进制表示，如下：
我们看到：
VPN=bit13~bit6 =0x0f；
VPO=bit5~bit0 = 0x17；
TLBT（行索引or标记）=bit13~bit8=0x03;
（这里，为什么我管标记叫做行索引，说到本质，叫其行索引，并没有什么不妥，
因为本实例中，cache采用的是直接映射，即每个组就只有一行，所以行索引在此处无意；
但若cache是采用组相联映射或全相联映射的话，每组就有多行，行索引就起到作用了）；
TLBI（组索引）=bit7~bit6=0x3;
相关声明declaration写在前面：
- d1) 我们这里是考虑命中的情况，当然，如果不命中， MMU需要从主存中取出相应的PTE；
- d2） PS： 命中与否，是看TLB中是否有请求的PTE；
- d3）虚拟地址14位，而物理地址12位；
翻译过程： （干货）
- （1） MMU（MMU存在于CPU中，是硬件）从虚拟地址中抽取VPN=0x0f；
- （2） 再从VPN中抽取出TLBT（行索引）=0x03, TLBI（组索引）=0x3，用于索引翻译后备存储器TLB；
- （3） 带着TLBT和TLBI 查看TLB，发现第3组， 有标记位03（当然，这是手动设置的，便于模拟），且有效位=1，故命中；
- （4） 命中后，将PPN=0D返回给MMU；
- （5） MMU将PPN=0x0D=bit11~bit6 和 虚拟地址的VPO=0x17=bit5~bit0 连接起来，形成物理地址PA 》》 0x357
- （6） 如上图所示：我们得到了CT-Cache Tag=0x0D， CI-Cache Index=0x5， CO-Cache Offset=0x3；即得到了缓存标记CT=0x0d，缓存组索引CI=0x5，缓存偏移CO=0x3；
- （7） 依据CT、CI、CO，查询高速缓存（c图）， 第5组的标记位-0x0D， 故命中；
- （8） 在看缓存偏移是0x3，所以取出块3字节0x1D；
（Attention）
对于CT + CI + CO， 我再说的明白一点： CT就是行索引， CI就是组索引， CO就是块索引；
Bingo！
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