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注意：本章的练习题一定要做，并且要在看到的时候立即做，这非常有助于理解刚学的小节的内容，继续往后看的时候，也不至于持续积累懵逼程度
关键术语及其英文表示：
记住这些对看懂本章有很大的帮助，或者把这些当做字典，看书时忘记某个英文缩写代表什么意思时，来看看也行
VM：虚拟内存
PA：物理地址
VA：虚拟地址
MMU：内存管理单元（在本章中可以看做地址翻译的代表）
VP：虚拟页
VPO：虚拟页面偏移量（字节）
VPN：虚拟页号
TLBI：TLB索引
TLBT：TLB标记
PTE：页表条目
PP：物理页
PPO：物理页面偏移量（字节）
CO：缓存块内的字节偏移量
CI：高速缓存索引
CT：高速缓存标记
什么是虚拟内存？它的作用是什么？
为了更加有效地管理内存并且少出错，现代系统提供了一种对主存的抽象概念，叫做虚拟内存（VM）。
虚拟内存是硬件异常、硬件地址翻译、主存、磁盘文件和内核软件的完美交互，它为每个进程提供了一个大的、一致的和私有的地址空间。通过一个很清晰的机制，虚拟内存提供了三个重要的能力：（1）它将主内看成是一个存储在磁盘上的地址空间的高速缓存，在主存中只保存活动区域，并根据需要在磁盘和主存之间来回传送数据，通过这种方式，它高效地使用了主存；（2）它为每个进程提供了一致的地址空间，从而简化了内存管理；（3）它保护了每个进程的地址空间不被其他进程破坏。
物理寻址
虚拟寻址
图 9-2 中，将虚拟地址（VA）翻译成物理地址（PA）的地址翻译工作，是由内存管理单元（MMU）负责的
页表
虚拟内存系统必须由某种方法来判定一个虚拟页是否缓存在 DRAM 中的某个地方。如果是，系统还必须确定这个虚拟页存放在哪个物理页中。如果不命中，系统必须判断这个虚拟页存放在磁盘的哪个位置，在物理内存职工选择一个牺牲也，并将虚拟页从磁盘复制到 DRAM 中，替换这个牺牲也。
这些功能是由软硬件联合提供的，包括操作系统软件、MMU（内存管理单元）中的地址翻译硬件和一个存放在物理内存中叫做页表（page table, pgd）的数据结构，页表将虚拟页映射到物理页。每次地址翻译硬件将一个虚拟地址转换为物理地址时，都会读取页表。操作系统负责维护页表的内容，以及在磁盘与 DRAM 之间来回传送页。
页表就是一个页表条目（Page Table Entry, PTE）的数组。
页命中
通过虚拟地址查询数据时，该数据正好被缓存在物理内存中（缓存命中），则直接返回相应数据
缺页
通过虚拟地址查询数据时，该数据没有被缓存在物理内存中（缓存不命中），此时，地址翻译硬件会触发一个缺页异常，缺页异常调用内核中的缺页处理程序，该程序会选择一个牺牲页（如果该牺牲页曾经被修改过，则会将其写回磁盘，持久化下来），将目标物理页复制到原来牺牲页的位置，接着异常程序处理结束，返回，它会重新启动导致缺页的指令，该指令会把导致缺页的虚拟地址发送到地址翻译硬件，此时，必然会导致一个页命中，返回相应数据给 CPU。
把 PTE 缓存在高速缓存中
尽管页表是虚拟内存使用的一个管理内存的工具，但是，页表本身也是数据，是数据，人们就会想到如何缓存它，以提高访问效率
图 9-14 中，
最坎坷的一条路：
VA → MMU → PTEA → PTEA不命中 → PTEA → 内存 → PTE → PTEA命中 → PTE → MMU → PA → PA不命中 → PA → 内存 → 数据 → PA命中 → 数据 → 处理器
最顺畅的一条路：
VA → MMU → PTEA → PTEA命中 → PTE → MMU → PA → PA命中 → 数据 → 处理器
把 PTE 缓存在 TLB 中
利用 TLB 加速地址翻译
如图 9-14 所示，每次 CPU 产生一个虚拟地址，MMU 就必须查阅一个 PTE，以便将虚拟地址翻译为物理地址。在最糟糕的情况下，这回要求从内存多取一次数据，代价是几十到几百个周期。如果 PTE 碰巧缓存在 L1 中，那么开销及下降到 1 个或 2 个周期。然而，许多系统都视图消除即使是这样的开销，它们在 MMU 中包括了一个关于 PTE 的小的缓存，称为翻译后备缓冲器（Translation Lookaside Buffer， TLB）。
TLB 是一个小的、虚拟寻址的缓存，其中每一行都保存着一个由单个 PTE 组成的块。
当 TLB 命中时，所有的翻译步骤都是在芯片上的 MMU 中执行的，因此非常快。
多级页表
我认为，多级页面的核心作用是用时间换空间。也就是说，其实多级页表比一级页表运行起来要慢，但是可以减轻内存的压力。
关于空间，见本小节（9.6.3 多级页表）的开头
“到目前为止，我们一直假设系统只用一个单独的页表来进行地址翻译。但是如果我们有一个 32 位的地址空间、4KB 的页面和一个 4 字节的 PTE，那么即使应用所引用的只是虚拟地址空间中很小的一部分，也总是需要一个 4MB 的页表驻留在内存中。对于地址空间为 64 位的系统来说，问题将变得更为复杂。”
算一些这笔账：
32位地址空间，即共有2^32个虚拟地址
每个页面（即页）4KB，即2^12
那么虚拟地址空间中共有2^32除以2^12，即2^20个页面（即页）
每个页都需要对应一个页表条目（即PTE），故页面条目的个数也是2^20
而每个 PTE 的大小是 4 字节，即2^2，那么2^20页表条目的总大小就是 2^22 字节了，即 4MB关于时间，见本小节的这两段：
“二级页表中的每个 PTE 都负责映射一个 4KB 的虚拟内存页面，就像我们查看只有一级的页表一样。注意，使用 4 字节的 PTE，每个一级和二级页表都是 4KB 字节，这刚好和一个页面的大小是一样的。
这种方法从这两个方面减少了内存要求。第一，如果一级页表中的一个 PTE 是空的，那么相应的二级页表就根本不会存在。这代表一种巨大的潜在节约，因为对于一个典型的程序，4GB 的虚拟地址空间的大部分都会使未分配的。第二，只有一级页表才需要总是在主存中；虚拟内存系统可以在需要时创建、页面调入或调出二级页面，这就减少了主存的压力；只有最经常使用的二级页表才需要缓存在主存中。”