L3.3 多级页表与快表
一页大小是4K，最大的浪费其实就是一页都空着，所以最大浪费是4K。则为了避免浪费，页大小必须小一些。
1、问题：需要很大内存空间存放页表
- 一般内存大小为4G，页大小为4K，则有1M个页表象（一百多万个，太大了）。
- 每个页表象一般需要4个字节，则每个页表占4M大小。假设100个进程，则需要400M内存。
- 实际上，程序虽然分为多个页，但并不是每个程序都很大包含很多页，却并不是每个页的逻辑地址都使用，则并不是每个页都需要有表象。并不是每个页表都要包含这1M个页表象，引出第一种方法。
2、第一种方法：只存放用到的页
- 失败-因为页号不连续，导致每次需要比较查找页号以找到对应页框号，需要额外多次访问页表，效率低
- 既要页号连续，又要让页表占用内存少 -> 多级页表
3、多级页表
原本1M个表象，每个表象4字节，需要4M的空间来存储页表。而现在：
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页目录号需要2^10个，每个4字节，需要4K
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其中只有3个目录占用，只需要3个页号目录，每个页号目录也是2^10，则目录指向的页表象是4K，三个则12K
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所以总共需要16K
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多级页表提高了空间效率，降低了时间效率。每增加一级都要多访问一次内存
4、快表
TLB：相连快速存储，属于寄存器，存放在CPU中
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记录最近使用的页号；
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若不在TLB中，则再去查多级页表（快表+多级页表）
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TLB命中率越高越好，即TLB越大越好，但很昂贵，需要折中
L3.4 段页结合的实际内存管理
- 段：用户程序通过分段管理虚拟内存（程序员希望用段）
- 页：操作系统通过分页管理物理内存，高效利用内存（物理内存希望用页）
1、段面向用户，页面向硬件
用户程序 -> 分段存放到
虚拟内存-> 每段再分页存放到物理内存
- 虚拟内存：无非就是割出了一段地址空间来存放段程序
- 逻辑地址 -> 虚拟地址 -> 物理地址
2、重定位（地址翻译）
段地址翻译 + 页地址翻译
3、实际的段、页式内存管理
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在虚拟内存中割出一块区域（分配虚存）
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建立段表，映射到虚拟内存
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在物理内存中找到空闲区域（分配内存）
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建立页表
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linux0.11中设计多个进程共用同一个页表，因为每个进程虚拟地址互不重叠，而使用32位虚拟地址前20位为页目录和页号，则页目录和页号不同，所以用同一套页表映射后物理地址是不同的
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右移22位，得到页目录号，每个页目录号占4字节，所以乘4得到页目录号地址，则右移20位。（但是需要与一下，把后面两位清零，实现效果才一样）
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在子进程位置创建一章（页目录号）
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在子进程的章上新建节（页号）
get_free_page
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把父进程这一节内容拷贝到子进程这一节上
- 重定位具体使用内存
- 通过内存管理单元 MMU 硬件实现地址自动转换
