圖解CPU的內存管理——徹底講透分段與分頁(yè)

先總結，后看圖：

1、作為OS的基礎，CPU能支持什么內存訪(fǎng)問(wèn)模型，OS就必須跟隨；

2、Intel CPU支持分段與分頁(yè)兩種模型；

3、Intel CPU的訪(fǎng)存模型是先分段再分頁(yè)的模式，所以涉及到從邏輯地址->線(xiàn)性地址->物理地址的轉換；這部分在CPU的MMU模塊中由電路實(shí)現；

4、邏輯地址為程序二進(jìn)制的地址，是偏移量的形式存在，是個(gè)相對地址；這部分跟分段模型緊密相關(guān)；分段模型負責將CPU拿到的邏輯地址（主要是幾個(gè)寄存器的值，GDTR，CD，DS，SS）轉成一個(gè)線(xiàn)性地址（線(xiàn)性地址由OS生成）；

5、分頁(yè)模型就繼續接著(zhù)分段模型生成的線(xiàn)性地址得到相應的物理地址；

5.1、分段靠GDT（LDT），分頁(yè)靠（頁(yè)目錄與頁(yè)表），這些表都是在內存中，OS在啟動(dòng)過(guò)程中會(huì )分配；那么你可能會(huì )問(wèn)，OS在啟動(dòng)的時(shí)候沒(méi)有段表與頁(yè)表之前怎么訪(fǎng)問(wèn)內存？CPU還支持更古老的實(shí)模式訪(fǎng)問(wèn)內存（程序中寫(xiě)死物理地址的程序），8080就是這樣的東西，所以OS啟動(dòng)的時(shí)候也會(huì )用古老的方式啟動(dòng)，然后逐步進(jìn)化成現代的方式；

5.2、Linux為了兼容不同的CPU，拋棄了Intel的分段模型，但是如果運行在X86平臺又必須要有GDT，怎么辦？Linux干脆寫(xiě)死，所有進(jìn)程的分段地址都是00000000，所有程序ELF格式的偏移量都是被定制化的；

6、分頁(yè)與分段模型不是設計出來(lái)的，是歷史原因造就。早期的CPU能力不強如（8086，80X86）等等，但是實(shí)現了保護模式（就是可以跑多進(jìn)程），但是支持的進(jìn)程數不多，所以分段模型足夠了；所以GDT這個(gè)表被設計成一個(gè)數組；后來(lái)intel設計出越來(lái)越強大的CPU，一直到多核CPU，那么，支持的進(jìn)程數可以說(shuō)幾十上百倍的增長(cháng)，所以數組不行了；引入鏈表形式的——頁(yè)表來(lái)管理內存映射，但是CPU是向下兼容的，所以哪怕是intel最先進(jìn)的CPU也是有分段模型的；所以分頁(yè)到分段是歷史造就，不是設計出來(lái)的，不要太過(guò)探究它的原因；

7、分頁(yè)與分段的優(yōu)劣，可以看做是鏈表與數組的特點(diǎn)之爭；分段模型自然就是速度快，但是不靈活（只能支持少量的進(jìn)程）；分頁(yè)模型就是效率低，但是足夠靈活（支持大量的進(jìn)程）；所以CPU引入了緩存——TLB；

8、TLB與CacheLine其實(shí)一個(gè)東西（電路層），支持緩存行數據結構中的標記與組號的位數不同而已（在圖中有詳解）。

9、總結下，CPU在執行一個(gè)指令的時(shí)候，需要從內存獲得數據，那么就需要通過(guò)地址線(xiàn)訪(fǎng)問(wèn)內存，為了得到指令所在內存的物理地址，需要走分段模型——將邏輯地址轉為線(xiàn)性地址（虛擬地址），然后通過(guò)分頁(yè)單元將線(xiàn)性地址轉為物理地址；

10、CPU中的兩個(gè)Cache，因為訪(fǎng)問(wèn)內存成本逐級增高，所以在邏輯地址轉為線(xiàn)性地址過(guò)程中為了少訪(fǎng)問(wèn)內存，使用了TLB組關(guān)聯(lián)高速緩存；而得到物理地址后，為了不訪(fǎng)問(wèn)內存，CPU內部還有L1-L3級緩存（Cacheline）。

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