虚拟存储器（2）——端到端地址翻译与多级页表
一、端到端地址翻译示例
上节我们刚把TLB开了个头，多说无益，还是具体来玩个实际例子吧，具体来做一个端到端（虚拟地址到物理地址）的地址翻译示例，来统筹下之前讲的知识点。先来做如下约定：
1、老规矩，存储器按字节寻址，访问也按一字节访问；
2、虚拟地址14位长（n=14），物理地址12位长（m=12），位数上点玩起来方便；
3、页面大小是64字节（P=64），也就是说（p=6）
4、TLB是四路组相联，总共16个条目；
5、L1 d-cache是物理寻址、直接映射的，行大小为4字节，总共有16个组。
这里得先贴出各个单元内的数据快照，以便分析，首先是TLB。
先看上面的图，要明确一点，引入TLB就是为了分级VPN的，而分解方式跟VPN的逻辑可能没有对应关系！由于页面大小64字节，p=6，因此VPO占用6位，既然是6位，再看虚拟地址是14位长，剩下VPN是8位，也就是说TLB需要处理2^8也就是256个VPN值。而TLB是四路组相联，从上到下0~3这四路，由VPN的低两位——TLBI来标识；而TLB的四组中每组有四个条目，要处理256个VPN，也就是说每组要对口处理64个VPN……注意到剩了6位给TLBT，他就是所谓的标记位，刚好能区分2^6=64个VPN，因此不管某个VPN被映射到哪一组，在同一组内是不会出现VPN重复歧义现象的，由TLBI确定组，再由TLBT确定标记位，于是8位VPN就这样通过6+2的方式被TLB分解和存储！
好，那假设现在CPU要读取虚拟地址0x03d4处的值会出现什么情况？我们先把0x03d4分解成VPN+VPO形式：
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VPN(0x0F)
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VPO(0x14)
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实践发现，VPN和VPO的值与0x03d4已经完全没关系了，这是16进制表示法的弱点，虽然方便，但不如二进制来的直观。好了，接下来我们看看物理内存中页表的情况：
我们既然都知道物理地址是由PPN+PPO组成的，而PPO和VPO又是等价已知的，现在通过查看页表又晓得VPN的0x0F是对应的PPN是0D，那物理地址不已经出来了么等于0x0D14！如果你是CPU你这么做就傻X了，因为直接页表存储在物理内存中，直接访问内存会消耗大量的时间，MMU里明明有TLB缓存都不知道用么？好接下来看看VPN的0x0F是如何被TLB分解的：
哇咔咔，还记得之前分析的TLBI两位和TLBT六位的结论么？忘了自己去看加粗字，现在用上了。两个量居然都是0x03，在看TLB的图，组索引TLBI的0x03刚好是第四排，而标记位TLBT的0x03刚好是该组第二个条目，并且其有效位是1，因此PPN顺利取出了0D！
如果TLB里没有怎么办？那就是TLB不命中，这时候才直接去物理内存中找PTE，就跟第一个想法一样的——奇慢！
好了，物理地址0x0D14到是获得了，你该不会想又跑到物理主存中去取值吧？别忘了这还有L1高速缓存呢：
行大小为4字节，总共16个组，怎么看？当然还是得先从物理地址0x0D14开始看，别忘了，先按物理地址的格式来分解：
分解后发现，组索引CI的值是0x05，也就是L1缓存里索引5,这一行，其中标记位为0D，与物理地址中CT的值0x0D匹配；最后看偏移量OO是0x0，没有偏移，于是终于得到我们查询了半天的数值：0x36，于是MMU将其返回给CPU——注意，此例中完全没有物理内存的访问过程！
二、多级页表
在解释多级页表之前，先来梳理下概念，免得后面的内容看晕：
1、页表：缓存了很多页面信息（有效位+物理页号）的表；
2、各页面信息分别由页表中每个PTE记录，
3、页面：就是对应虚拟存储器（磁盘空间）中各空间
4、页号（PN）：MMU根据虚拟页号VPN索引页表对应的具体PTE，从中提取出其中的物理页号PPN，一般都是数组直接对应关系
好了，既然概念解释清楚了，那么页表大小页面大小应该不会再搞混了吧：页面大小对应虚拟存储器每个分页大小，而PET的大小就是存储一条对应地址翻译信息所占用的空间大小，那么页表大小就是该页表内所有PTE大小的总和。
我们再来回忆下，一个32位系统，有2^32个地址，每个地址标识一个字节的数据，那么地址能访问到的数据就涵盖了2^32字节，也就是(2^2)*(2^10)*(2^10)*(2^10)B数据，也就是4GB数据。
如果我们每个页面的大小是4kB，那么4GB的数据就被分割成1M个页面（注意单位是”个“不是字节，说的页面个数呢！这里按2^10进阶），好，如果我们又知道每个PTE占是4字节大小，也就是说页表中处理每个页面都需要占用4B，处理1M个页面的页表自然就要在物理内存中占用4MB的空间……教材上确实没分析得这么明显，我如此讲解应该立马知道，4MB驻留空间是肿么得来了吧！天~4MB大小的页表，检索起来效率一定很低，如何才能把页表缩小呢？（注意不是在讨论页表里每一项页面所映射的4kB空间）
好了好了，忘掉刚才得出的4MB结论，因为现在有另一个假设也是4MB，那就是，如果我们把4GB总的虚拟存储器空间，分成一份份4MB大小，那就会分出1k份出来，也就是1024份空间。如果我们有一个专门的页表（I），其中刚好有1024个PTE，就刚好能标识这1024份空间。但是呢，总觉得这1024个4MB空间每个都太大了，难以精确定位，于是我们想到在单级页表中，原始页面大小本来就是4KB（就是一个页面能缓存的空间大小），也就是每份4MB空间可以被1024个单级原始页面映射，于是我们可以为每份空间都设立另一种专门的页表（II），其中也刚好有1024个PTE，就刚好标识那些映射4MB的1024个原始页面。而且既然（I）中每个PTE对应一份4MB空间，而每份空间又对应一个（II），那么（I）中每一个PTE就可以和某一个（II）建立联系，于是多级页表的概念产生了！
先不管最左边那些乱七八糟的虚存分配，先看从VP0~VP2047这2k个页（注意是页不是字节！），我们发现，每一个页VPx都被二级页表中的一个PTE所对应，而一个完整的二级表有1024个PTE分别对应1024个VP，而我们又知道一个VP页面是4KB大小（就是原始页面，我自创的描述词），1024个VP就是4MB大小，也就说每个二级页表都对应4MB大小的数据！好了，再看一级页表，它每个PTE对应的又是一个二级页表，也就是说，一级页表每个PTE都对应4MB大小的数据，那么总共1024个PTE的一级页表，刚好可以完整对应4GB大小的空间！
好了，为啥要整二级页表呢？最起码有三点好处。其一，如果一级页表的PTE为空，那就不存在二级页表，能节省大量潜在的空间；其二，只有一级页表需要一直保存在物理内存中，二级页表则不然，只有经常使用的需要保存在物理内存——还是为了节省空间^^，其三，也就是上面提过的问题，这样每个页表都只有1024个PTE，而每个PTE只占用4B大小，因此每个页表就只占用4kB空间了！——空间空间还是为了空间！
插一句，上面说的如此设计每个页表只占4kB，和我们说的单级页表中每个原始页面只占4kB，概念上完全是两回事，但如此设计却显得优雅。页表和页面的概念在这里灰常灰常容易搞混！切记不要搞混！万万不能搞混！重要的事情说三遍！！！
节省空间固然好，但如何在页表中查找PTE呢？比如我的页面大小是4KB，回忆下上节虚拟地址的结构是VPN+VPO，其中VPO是页面偏移，要满足4KB偏移大小，VPO就需要12位（2^12=1k*4）,那么VPN就剩下32-12=20位可用，10位刚好可表示1024个值，于是我用10位去标识一级页表中1024个PTE，再用10位去标识每个一级页表PTE中存储的二级页表中的1024个PTE，于是这样划分的虚拟地址就能将上图的页表层次结构全部标识清楚：
| VPN1(10) | VPN2(10) | VPO(12) |
事实上，现代OS都是用多级页表结构，哪里才止2级，以便尽可能只缓存有用的信息。
有没有瞬间觉得虚拟地址被玩坏的感觉？k级虚拟地址对应k级页表，多么高大上又朴实无华简易的思想！
