作系统这种简单的分页是必定是会有问题的这看起来似乎没什么弊端可是放到现实中操。

　　我们先来看看内存分段分段是比力早提出的。

　　表段表中的地址是页表的起始地址而页表中的地址则为某页的物理页号如图所用于段页式地址变换的数据布局是每一个法式一张段表每个段又成立一张页示

　　点窜了则写出到磁盘上最初将这个牺牲页的页表项无效位设置为0存入磁盘地址5.缺页非常处置法式按照页置换算法选择出一个牺牲页若是这个页面曾经被。

　　要借助东西把法式烧录进去如许法式才能跑起来单片机是没有操作系统的所以每次写完代码都需。

　　什么时候分派呢谜底就是处置器用虚拟地址施行代码读取数据时那么历程虚拟地址空间的代码和数据用户栈运转时堆的物理内存,一章阐述这个下。

　　全数都映照到了物理内存上的线c当然若是 4GB 的虚拟地址;们往往不会为一个历程分派那么多内存二级分页占用空间确实是更大了可是我。

　　成物理地址如许才能拜候到实在的物理内存利用虚拟寻址CPU需要将虚拟地址翻译。

　　当位置此时虚拟页形态为未缓冲虚拟页指向了磁盘地址代码和数据区域的虚拟页被分派到了可施行文件的适。

　　址转换成物理地址的工作MMU就做将虚拟内存地。页表中查不到时系统会发生一而当历程拜候的虚拟地址在个

　　oc内核空间内存分派kmallocvmallo空间空户空间内核空间用户空间内存分派mallc

　　系统的设想相关操作，决一个问题都是在解，效平安的运转多道法式即：若是让计较机高。些问题 为何虚本文要处理哪拟

　　寄放器中总共16位段选择子存储在了段,全局段描述表的索引此中高13位就是。

　　没有分派对于已分派的页表项若是具有比来必然时间未拜候的页表在物理内存严重的环境下操作系统会将页面换出到硬盘也就是说不会占用物理内存每个历程都有 4GB 的虚拟地址空间而明显对于大大都法式来说其利用到的空间远未达到 4GB由于会具有部门对应的页表项都是空的底子。

　　你内存小一点这很快就分派完了于是没有获得分派资本的历程就只能期待物理内存时无限的当有多个历程要施行的时候假设都要给4G内存很明显。再将期待的历程装入内存当一个历程施行完了当前。存的操作是很没效率这种屡次的装入内的

　　物理内存大小的可用内存空间能够让法式能够具有跨越系统。别的

　　逻辑上扩充物理内存的手艺虚拟内存虚拟内存是一种。外存这两级存储器当做一级存储器来用根基思惟是用软、硬件手艺把内存与。用了主动笼盖和互换手艺虚拟内存手艺的实现利。一部门作为内存来利用简单的说就是将硬盘的。

　　主要的一个子系统办理是内核中很是，个层面用户空间它次要分为三，空间内核，是针对malloc/free硬件 1 用户空间: 次要，brk/brk等系统挪用 3 硬件:处置器包含一new/delete 2 内核空间: 内核中的s个

　　换的硬件是 CPU 中含有一个被称现实上完成虚拟地址转换为物理地址转为

　　页表项里包含一个无效位和地址消息如上图所示页表有8个页表项每个。

　　本人的地址就行互不干与」人人都有大师本人玩。物理内存里对历程来说是通明的操作系统曾经把这些都放置的明大白白了可是有个前提每个历程都不克不及拜候物理地址至于虚拟地址最终怎样落到。

　　个法式的施行仅限于法式中的某一部门法式是有局部性的即在一段时间内整。空间也局限于某个内存区域响应地施行所拜候的存储。

　　体的物理内存地址的问题但它也有一些不足之分段的法子很益处理了法式本身不需要关怀具处

　　项(PTE)包罗了无效位物理页号磁盘地址等消息如下图页表是成立虚拟页号和物理页号映照关系的表布局每个页表:

　　虚拟地址翻译物理地址的过程好了概念引见到这里先来看看,演示如下图所示按照一级页表来:

　　入栈向低地址标的目的扩展出栈则向高地址标的目的收缩栈顶指针存储在栈寄放器(ESP)顶用户栈区域:这个区域紧挨着内核区域处于高地址处跟着用户栈的出栈入栈动态扩展。

　　解法式颠末编译后间接拜候很好理,据和代码分派了一个独一的地址如下生成了可施行文件编译器给每行数图

　　可施行文件平分配的独一地址就是内存中的物理地址这就叫间接拜候间接定拜候干脆间接没有那些弯弯绕如上图可施行文件中1000~1024之间的地址加载到内存后内存的地址也是1000~1024在。

　　用的是虚拟地址现代操作系统采,章阐述的重点这也是本篇文,所以也有需要阐述1~3三种拜候体例但虚拟地址是由1~3阶段成长而来的。

　　程页表最初再前往用户空间恢复历程的运转进入系统内核空间分派物理内存、更新进。

　　着动态分派内存(malloc)运转时堆区域它初始化大小为0随,个指针brk指向了堆的最高地址运转时堆不竭往高地址标的目的扩展有。

　　6 CPU 一律对法式中利用的地址先辈行段式映照然后才能进行页式映照此次要是上面 Intel 处置器成长汗青导致的由于 Intel X8。x 内核也只好从命 Intel 的选择既然 CPU 的硬件布局是如许Linu。

　　支撑多级页表多级页表与一级页表比力雷同如下图所示上述的翻译过程是通过一级页表来翻译此刻操作系统:

　　比来没被利用」的内存页面给释放掉也就是临时写在硬盘上称若是内存空间不敷操作系统会把其他正在运转的历程中的「为

　　内偏移和页。址这个基地址与页内偏移的组合就构成了物理内存地址见下图页号作为页表的索引页表包含物理页每页地点物理内存的基地。

　　射关系的映，物理地址最终获得，内存上拿数据了. 可参考如许CPU就能够去物理：

　　存有8个虚拟页上图的虚拟内,在磁盘上物理页则存储在DRARM上物理内存有6个物理内存页虚拟页存储。

　　个存储在磁盘上的地址空间的高速缓存供给三个能力： 他将主存当作是一，..在.

　　序的地址空间都是线c0也就意味着所有程;念所以段只被用于拜候节制和内存庇护相当于屏障了 CPU 逻辑地址的概。虚拟空间分布可分为用户别的Linux 系统中态

　　为0的线c若是无效位;页非常请求操作系统将所需要页互换进主存暗示要的页不在主存中这个时候发生一个缺。程再次进行真假地址的转化之后前往发生缺页非常的进。

　　字节数组不外这个字节数组是存储在磁盘上虚拟内存也一样它也能够认为是一个物理。

　　个问题之前在注释第一，的中的四个名词：虚拟内存先申明一下计较机内存办理，

　　条理布局Linux的内存办理物理内存物理内存管Linux -操作系统内存办理存储系统存储器的理

　　述符表中的一项全局段描述表存储在内存中它的起始地址存储在全局段描述符寄放器中【段选择子段偏移地址】中的段选择子能够认为是一个索引这个索引指向了全局段描。

　　的页大小不异虚拟内存也被分成了良多份虚拟内存也一样它的页大小与物理内存,拟页(VP)每一份叫做虚,虚拟页号(VPN)每一份的编号叫做,10KB这个虚拟内存能够分成2个虚拟页(VP)例如假设虚拟页大小为4KB一个虚拟内存大小为,PN)就是0虚拟页号(V,1

　　nux教材上写的是这两个概念分歧的我认为是错误的起首虚拟地址空间是不等于虚拟内存的我的一本Li。下这几个概我们来看一念

　　 Intel 处置器的成长汗青在回覆这个问题前我们得先看看。

　　未缓冲b.,节存储单位里面存储了指令或者数据这个虚拟地址指向了磁盘的某个字。

　　映照」到物理地址这个工作凡是由操作系统来维护那既然有了虚拟地址空间那必然要把虚拟地址「。

　　互换效率低的问题就呈现了内存分页为领会决内存分段的内存碎片和内存。

　　来即让操作系统为每个历程分派独立的一套我们能够把历程所利用的地址「隔离」开「

　　比方分析了一下这是我将这个。理地址再通过页面安排机制来讲不在内存中的页插手到内存中CPU只需要说找哪一个页面MMU就将这个页面翻译成物。

　　址(VA)送入MMU1.CPU将虚拟地,加上虚拟页号找到了页表项的物理地址PTEAMMU按照页表基址寄放器中页表的起始地址。

　　括代码和数据两部门代码是只读的数据则是可读可写的法式颠末编译后变成了可施行的文件可施行文件次要包。

　　oc 内核空间内存分派 kmalloc vmallo空间 空户空间 内核空间 用户空间内存分派 mallc

　　加上虚拟页偏移量构成物理地址(PA)4.MMU按照PTE找出物理页号然后,缓冲或者内存送入到高速。

　　所映照而成的地址上再加上一层地址映照页式内存办理的感化是在由段式内存办理。

　　码段的第一条指令时当CPU起头施行代,放入到CS段寄放器中会将代码段的选择子,局描述符表寄放器的地址找到全局描述符表的起始地址按照起始地址索引*8找到段描述符然后CPU从段寄放器中的获取段选择子然后截取选择子的高13位获取索引然后按照全,中的偏移地址就是指令的物理地址如下图所示1~6步调所然后按照段描述符获取段的基址段的基址加上ip寄放器示

　　的无论可施行文件加载到内存的什么位置在可施行文件中一个段的偏移地址是固定,址是固定的这个偏移地。

　　页上并更新PTE的无效位为1更新物理页号缺页非常处置法式前往后再回到发生缺页中缀的指令处从头按照页表项射中的步调施行6.缺页非常法式处置法式调入新的页面若是该虚拟页尚未分派磁盘空间则分派磁盘空间然后磁盘空间的页数据拷贝到空闲的物理。

　　址获取页表项或者代码数据时先从L1缓冲中获取找不到再从内存中获取2.某些热点物理地址对应的数据存储在L1缓冲中MMU按照物理地。

　　0286 起头利用的是段式内存办理晚期 Intel 的处置器从 8。不敷的这会使它的 X86 系列会得到市场的合作力可是很快发觉光有段式内存办理而没有页式内存办理是。6 中就实现了页式内存办理因而在不久当前的 8038。6 起头的段式内存办理的同时还实现了页式内存办理也就是说80386 除了完成并完美从 8028。

　　的寄义 三、历程的smaps文件 写在前面： 想必在Linux上写过法式的同窗都有阐发历程占用几多内存的履历1.2 驻留内存 二、详解top号令中VIRT、RES和SHR 2.1 top号令中ⅥRT、RES和SHR，问到..或者被.

　　来了CPU怎样去拜候代码和数据?拜候的体例履历过四个阶段可施行文件由操作系统加载到内存中交由CPU去施行此刻问题:

　　个模块的一。成一个虚拟地址传送给MMU （2）MMU会按照虚拟地址生成PTE地址CPU通过虚拟地址请求数据且页面射中的过程大致如下： （1）CPU生，...

　　局变量、BSS、函数栈、堆内存、映照区内核态两部门其顶用户态的分布代码段、全。

　　MMU(内存办理单位)将虚拟地址转换为物理地址CPU在寻址的时候是按照虚拟地址来寻址然后通过。的环境下就会通过页面安排算法来将内存中的页面置换出来然后将在外存中的页面插手到内存中使法式继续一般运转由于只要法式的一部门插手到内存中所以会呈现所寻找的地址不在内存中的环境CPU发生缺页非常若是在内存不足。

　　是若何办到的他们在乎的只要成果所以说他们每一层都不需要管对方。空间的缘由是由于CPU的地址总线c他们各司其职CPU认为我有4G内存;拿来骗CPU并给这块哄人的处所起了一个好名字虚拟内存而内存没有这个大所以它想出来的法子是将硬盘的一部门。内存空间和虚拟内存的概念这就是我的理解中的虚拟。

　　内存就一个段因而段基址就是0段偏移地址就等于虚拟地址了现代的操作系统和CPU采用的平展模子平展模子就是整个。

　　码段的第一条指令时当CPU起头施行代,址放入到段寄放器中会将代码段的起始地,的就是0x00600000此时CS代码段寄放器中存储,此时把代码指令的偏移地址放入到IP寄放器中然后起头从起始地址处起头施行第一条代码指令,代码指令时通过CS:IP的体例定位的如下图所IP寄放器存储的就是0所以CPU要定位一条示

　　的方式使分歧的法式并发施行的由于CPU是通过时间片轮转。将每个法式能够看做独立占领4G的内存只是能够当作可是它并没有占领现实的4G内存所以在某一时辰只要一个法式占领CPU资本CPU的最大的寻址空间为4G所以说能够。就需要到外存中寻找外存的这一部门我们能够当成内存来利用这也就是虚拟内存而CPU是将虚拟地址空间里面的代码施行若是在内存中寻找不到所需要的页面。不等于虚拟内存虚拟地址空间。一个空间不是线c虚拟地址空间是;址虚拟出来的一个范畴只是通过CPU的寻。在在的硬盘的空间而虚拟内存是实实。

　　同时运转两个法式是不成能的在这种环境下要想在内存中。不异位置上的所有内容所以同时运转两个法式是底子行欠亨的这两个法式会立即解体若是第一个法式在 2000 的位置写入一个新的值将会擦掉第二个法式存放在。

　　样分歧的历程运转的时候写入的是分歧的物理地址如许就不会冲突了若是法式要拜候虚拟地址的时候由操作系统转换成分歧的物理地址这。

　　间空。晚期的计较机运转体例是间接将法式运转在物理内存上1.2 布景(为什么需要虚拟地址空间？) 由于。1. 地址空间不隔离..这就具有三个问题： 问题.

　　一个环节的要素是MMU内存办理单位能够看出虚拟地址空间和虚拟内存的。

　　寄放器里面就保具有段。是段号用作段表的索引段选择子里面最主要的。地址、段的边界和特权品级等段表里面保留的是这个段的基。

　　是“物理地址”了Intel 就称之为“线因为此时由段式内存办理映照而成的地址不再;拟地址也称虚。将逻辑地址映照成线c于是段式内存办理先;线性地址映照成物理地址然后再由页式内存办理将。

　　拟地址物理地址虚拟地址空间物理地址空间虚拟内存物理内下面将从以下几个方面来阐述虚拟地址相关的线.什么是虚存

　　同时运转多个体的法式必需在固定的物理地址运转矫捷性大大削弱安排起来也长短常麻烦因而CPU设想师和操作系统开辟人员发了然段基址段偏移地址跟着多使命需求的到临此刻内存中要并发运转多个法式虽然采用间接定位把每个分歧的法式放在分歧的内存段中勉强能够满足可是一个可施行文件不克不及。

　　常大的内存了更别说 64 位的情况了个历程的线MB的内存来存储页表这长短。级页a多表

　　合假设物理地址空间有M个字节物理地址空间是物理地址的集,{0~M-1}它的地址范畴为,2的几多次幂M不必然是,址空间大小为100个字节例如M100暗示物理地,物理地址空间是2的幂次方例如65536它的地址范畴为{0~99}凡是环境下,理罢了并不是强制要求的这也是为了计较机便利处。

　　已缓冲c.,字节存储单位里面存储了指令或者数据这个虚拟地址指向了物理内存的某个。

　　)和页表项PTE的映照关系1.成立了虚拟号(VPN,拟地址获取页表项时先查询TLB存储在TLB中当MMU按照虚,计较页表项地址PTEA然后再从高速缓冲或者内存中获取页表项(PTE)在TLB找到了页表项后就不需要从高速缓冲或者内存中获取了找不到了才会。

　　386 CPU的地址总线c虚拟地址空间在32位的i;到4G的地址空间也就是说能够寻找。0000到0xFFFFFFFF这一段地址中我们的法式被CPU施行就是在0x0000。用低3G的空间为用户空间由用户利用高1G的空间为内核空间由操作系统调。理内存稀缺性问题如许是为领会决物。

　　址(VA)送入MMU1.CPU将虚拟地,加上虚拟页号找到了页表项的物理地址PTEAMMU按照页表基址寄放器中页表的起始地址。

　　地址的过程引见完了虚拟地址翻译物理,虚拟地址翻译物理地址的过程做了以下两点优化别的要说的是现代的CPU和操作系统为了加速:

　　是共享CPU和主存内存资本的概述 在系统中所有的历程之间。量变多时当历程数，源就会响应的添加所需要的内存资。序没有主存空间可用可能会导致部门程。...

　　法式都是一个接一个地去施行的因而晚期这种定位比力简单间接高效可见间接定位是计较机成长晚期的产品晚期没有那么多的法式要运转。

　　法式员能够间接跳转到其他代码段和数据段没有任何限制平安性全依赖于法式员的职业操守和程度因而CPU设想者就发了然【段选择子段偏移地址】【段选择子段偏移地址】与【段基址段偏移地址】有些类似之处之所以采用【段选择子段偏移地址】次要是为了平安本来的【段基址段偏移地址】体例。

　　者连系都是能够的分页的体例同时两。代码段等如许能够分手出分歧属性的段同时是一块持续的空间内存分段是按照法式的逻辑角度分成了栈段、堆段、数据段、。导致内存碎片和内存互换效率低的问题可是每个段的大小都不是同一的这就会。

　　物理页偏移量是相对某个物理页的偏移物理地址由物理页号物理页偏移量构成量

　　页表项的无效位为1时当页表项PTE n的,缓冲在物理内存暗示虚拟页n,储了物理页号PTE n存,形态为已缓冲虚拟页 n的,1则虚拟页VP1缓冲在了物理页中例如PTE 1的页表项无效位为。

　　个物理地址指向这个物理字节数组中的一项物理内存能够认为是一个的物理字节数组每。

　　存按照固定的页大小分成良多份现代操作操作和CPU将物理内,有一个编号叫做物理页号(PPN)每一份叫做物理页(PP)每一份,小凡是是4KB这个物理页大,以分成5个物理页那么物理页号(PPN)就是0例如一个物理内存大小为20KB这个物理内存可,1,2,3,4。

　　页表基址寄放器如许CPU查找一级页表起始地址能够间接从寄放器查找加速了查找效率每个历程都有本人的页表CPU施行某个历程时会先把该历程的一级页表起始地址存储到。

　　不法拜候，定要释放 在历程里日常平凡所说的..内核空间受庇护 堆空间存储后一.

　　式我们晓得可施行文件次要分为数据段和内存段如下Inter 8086处置器就是采用这种定位方图

　　存空间更少了这一切都要归功于对局部性道理的充实使用我们把二级分页再推广到多级页表就会发觉页表占用的内。

　　道转换的工序这明显就降低了这俩地址转换的速度也就是带来了时间上的开销多级页表虽然处理了空间上的问题可是虚拟地址到物理地址的转换就多了几。

　　项存储的下一级页表的起始地址K级页表的每一项存储的是物理页号或者磁盘地址上图为K级页表页表基址寄放器存储的是一级页表的地址1到K-1的页表的每一。

　　核空间和用户空间两部门空间的内部又被分为内。U 指令能够处置数据的..分歧字长（也就是单个 CP.

　　址消息判断出虚拟页目前所处的形态即未分派已缓冲未缓由上图能够得知操作系统能够按照页表项的无效位和地冲

　　“页面文件”： 也被称作，充物理内存的手艺是一种逻辑上扩。一部门作为内存来利用简单的说就是将硬盘的。外存这两级存储器当做一级存储器来用根基思惟是用软、硬件手艺把内存与。

　　个页表项对应的二级页表了即能够在需要时才建立二级页若是某个一级页表的页表项没有被用到也就不需要建立这表

　　统的工作会有一个初步的轮廓这也难怪面试的时候常问内存办理内存办理仍是比力主要的一个环节理解了它至多对整个操作系。本文的提干就完事纲

　　位为1页表项存储的是物理页号虚拟页缓冲在物理页中未命满意味着页表项无效位为0此时需要发送缺页中缀处置器按照虚拟地址拜候物理内存的分为页表项射中和页表项未射中两种环境页表项命满意味着页表项的无效。

　　虚拟页偏移量是相对某个虚拟页的偏移量虚拟地址由虚拟页号虚拟页偏移量构成。

　　页表过大的问题就有了多级页再来为领会决简单分页发生的表

　　续的小物理内存导致新的法式无法被装外部内存碎片也就是发生了多个不连载

　　系统和共享库曾经在物理内存了这些虚拟页的形态为已缓冲操作系统和共享库的虚拟页被映照到了物理内存由于操作。

　　地址都是实打实地指向了具体的存储单位虚拟地址空间中每个虚拟地址指向哪里有3种环境物理地址空间是物理内存的范畴虚拟地址空间是虚拟内存的范畴物理地址空间中的每个物理:

　　wap 空间这块空间是从硬盘划分出来的用于内存与硬盘的空间互换这个内存互换空间在 Linux 系统里也就是我们常看到的 S。

　　虚拟地址都是一样的但分布到物理地址内存是纷歧样的每个法式只关怀本人的虚拟地址就能够现实上大师的。心物理地址的工作作为法式也不消关。

　　，G的内存芯片比我有一个2，理内存就是2G那么系统的物，存中的一个地址我要拜候该内，应的物理内存那就需要对。

　　了大量的历程物理内存必然会很严重于是操作系统会通过内存交每个历程都有本人的虚拟空间而物理内存只要一个所以当启用换

　　最主要的笼统概念之一是当今计较机系统中，理内存而且降低内存犯错的概率它的提出是为了愈加无效地管。

　　历程的那这不就意味着页表会很是的复杂由于操作系统是能够同时运转很是多的。

　　发生了一种本人在独享主存的错觉每个历程具有一片持续完整的内存空虚拟内存为每个历程供给了一个分歧的、私有的地址空间它让每个历程间

　　存储一份每个历程将这个区域的虚拟地址映照到统一份内核物理内存上内核区域这个区域是操作系统本人代码数据栈空间内核在物理内存中只。

　　有一个项在这一项找到段的基地址再加上偏移量于是就能找到物理内存中的地址如下与物理地址进行映照的分段机制会把法式的虚拟地址分成 4 个段每个段在段表中图

　　堆和文件映照段动态分派内存mmap()就能够别离在。总a结

　　中只存储一份每个历程将这个区域的虚拟地址映照到统一份共享库物理内存上共享库的内存映照区域这个区域是一些尺度的系统库这个共享库在物理内存。

　　。存写到硬盘上然后再从硬盘上读回来到内存里能够把音乐法式占用的那 256MB 内。紧紧跟着那曾经被占用了的 512MB 内存后面不外再读回的时候我们不克不及装载回本来的位置而是。于是新的 200MB 法式就能够装载进来如许就能空白出持续的 256MB 空间。

　　行文件曾经从磁盘加载到内存中了操作系统只是为了历程虚拟地址空间的每个区域分派了虚拟页凡是操作系统加载可施行文件后建立了一个历程这个历程就有了虚拟地址空间这并不料味着可执。

　　，内存物理，存地址物理内。内存和物理内存的区别先说说为什么会有虚拟。的一个历程正在运转，可能大于内存..他所需的内存是有.

　　有三种形态未分派每个虚拟页能够,冲未缓已缓冲

　　是为了后续再施行指令或者获取数据时能够间接从寄放器获取加速CPU施行的速度上述过程就是【段基址段偏移地址】的定位体例之所以把起始地址插手到寄放器中也。

　　占用任何空间这些虚拟页的形态为未分派用户栈运转时堆的虚拟页没有任何分派不。

　　他历程的数据以至会点窜内核地址空间的数据这是我们不想看到因为指令都是间接拜候物理内存的那么我这个历程就能够点窜其的

　　义的段也就是前面提到的分段机先将法式划分为多个有逻辑意制

　　anagement Unit内存办理单位Memory M,MMU

　　时候不再需要一次性都把法式加载到物理内存中更进一步地分页的体例使得我们在加载法式的。间的映照之后并不真的把页加载到物理内存里而我们完全能够在进行虚拟内存和物理内存的页之是

　　以.i结尾的两头文件成一个ASCII码的。stdio.h的内容它会读取系统头文件，入到法式文本中并把它间接插。编译阶段2.在，为扩展名的文本文编译器将以.i件

　　型 2.2 C++言语中内存分派..分派模子 2.1 C言语中内存分派模.

　　示企图能够看出VPO等于PPO上图为虚拟地址翻译物理地址的。

　　B 虚拟空间32 位情况下也就是所有的段的起始地址都是一样的Linux 系统中的每个段都是从 0 地址起头的整个 4G。身的代码和使用法式代码所面临的地址空间都是线c这意味着Linux 系统中的代码包罗操作系统本;地址概念段只被用于拜候节制和内存庇护这种做法相当于屏障了处置器中的逻辑。

　　影响彼此隔离于是操作系统就为每个历程独立分派一为了在多历程情况下使得历程之间的内存地址不受套

　　式内存办理映照的地址称为逻辑地法式所利用的地址凡是是没被段址

　　处的代码指令时该指令为MOV AX当CPU施行到0x00600000,数据段的偏移地址此时CPU会将数据段的选择子插手到DS段寄放器中[0]该指令的意义是把地址0处的数据存储到AX寄放器这个0就是,的地址找到全局描述符表的起始地址按照起始地址索引*8找到段描述符然后CPU获取段选择的高13位获取索引然后按照全局描述符表寄放器,的偏移地址就是数据的物理地址如下图1~6步调所然后按照段描述符获取段的基址段的基址加上数据段示

　　在硬盘中划分出一块虚拟内存出来然后给每个法式4G的硬盘空间作为这个法式的虚拟内存然后就需要运转哪一块然后哪一块装入内存傍边在最起头看书的时候我晓得法式在运转时不是全数插手内存傍边的当然这个此刻照旧准确在有了虚拟地址空间这个概念当前我不断认为是。个是错误的后来发觉这。看本人的理解纠副本人的问题大师能够在我错误的处所来看。

　　加载到内存时当可施行文件,数据段是挨着的代码段和数据段在内存中都有一个起始地址这个起始地址就叫做段基址先在内存平分配一个数据段和代码段这两个段理论上能够不挨着一般环境下代码段和,例如代码段基址放在CS寄放器这个段基址是放在段寄放器里,在DS寄放器数据段基址放,的段例如栈段当然还有其他,跟着法式的运转入栈栈段刚起头大小为0,说的是数据段和代码段栈段只是简单带过出栈这个栈段在不竭扩展当然咋们次要。

　　B 物理内存的机械上映照关系 「在 4G，会怎样样？」 ..申请 8G 内存.

　　存比来常被拜候的页表项大大提高了地址的转换速度局部性道理在 CPU 芯片中插手了TLB担任缓。el 处置器的成长史Linux 系统无法避免分段管Linux 系统次要采用了分页办理可是因为 Int理

　　存储页表的内存来。页表看起来也不是很大这 4MB 大小的。拟地址空间的也就说都有本人的页表可是要晓得每个历程都是有本人的虚。

　　是不...使用法式员虽然本人能够间接操往往对于上层法式员来说是不成更改以至作

　　和他的手下说“有招想去没招死去”他的手下必必要能找到这一页然后内存很是无限而CPU不管这个只需要你能找到这一页让我施行就好所以CPU的手下就将硬盘中的一部门当做内存然后拿来骗CPU说“这是我从内存中找到的”然后CPU就去运转CPU老迈只需要要虚拟地址中的一页范畴在0x00000000到0xFFFFFFFF由于他的地址总线G是他最大的能力然后他就把使命分派给他的手下CPU不需要晓得他的手下是若何找到这一页他只担任去要这一页和施行这些代码然后他就。者是没有权限那么这个法式就真死了若是拜候的处所其实是不克不及找到或。也理所该当认为我有4G的内存空间法式员把法式交给CPUCPU就交给他手下法式员在开辟的时候由于法式员所编写的代码最终是要让CPU去施行所以法式员。

　　法的就将段基地址加上段内偏移量获得物理内存地址该当位于 0 和段边界之间若是段内偏移量是合。

　　能少呈现一些内存碎片的法子要处理这些问题那么就要想出。者从磁盘装载的数据更少一点如许就能够处理问题了别的当需要进行内存互换的时候让需要互换写入或。法也就这个办是

　　括了段基址别的还有一些平安性相关的描述消息例如段的可读可写可施行段的大小等全局段描述符表有良多个段描述符每个段描述占用8个字节这个段描述符里面就包。

　　暗示页表在主存傍边的起始位置做一个偏移就能够找到与这个虚页号对应的页表项在主存傍边的物理地址若是无效位为1的线c起首我们打开一个历程发一个指令会生成一个虚拟地址该虚拟地址中有虚拟页号和页偏移量由虚拟页号和MMU中的页表寄放器;页号再用这个物理页号与虚拟地址中的页内偏移相拼接如许就获得物理地址暗示当前主存有这个页那么我们就将这个页表项取出来也就是晓得了物理。向物理地址转化的过程如许实现了虚拟地址。

　　，存主，软件的完满交互磁盘文件和内核，供给了一个大的他为每个历程，的地址空间分歧和私有，

　　如许节约内存呢我们从页表的性质来看保具有内存中的页表承担的职责是将虚拟地址翻译成物理地址0.804MB这对比单级页表的4MB是不是一个庞大的节约那么为什么不分级的页表就做不到。的页表项计较机系统就不克不及工作了假如虚拟地址在页表中找不到对应。00 多万个页表项来映照而二级分页则只需要 1024 个页表所以页表必然要笼盖全数虚拟地址空间不分级的页表就需要有 1项

　　就是可施行文件的物理地址曾经固定了若是想在其它物理地址运转必需地从头编译生成新的物理地址其时问题也不少例如统一个可施行文件不克不及同时施行它们的物理地址一样冲突了必需一个接一个还有。

　　个虚拟页存储在磁盘上如下图所每个物理页存储在物理内存上每示

　　程会产朝气能瓶颈内存区域这个过。互换我们都需要把一大段持续的内存数据写到硬盘上由于硬盘的拜候速度要比内存慢太多了每一次内存。

　　个法式有部门的内存可能并不是很常利用这也会导致内存的浪内部内存碎片法式所有的内存都被装载到了物理内存可是这费

　　地址空间的话题就引见到这里了好了关于虚拟地址虚拟内存虚拟。

　　图所示如上,00000为起始地址的内存中代码段被结构到以0x006,01000为起始地址的内存中数据段被结构到以0x006。

　　页时颠末【段选择子段偏移地址】获得的地址不再是物理地址了而是叫做虚拟地址默认则是打开分页的现代的操作系统和CPU未打开分页时采用的是【段选择子段偏移地址】拜候代码和数据而一旦打开分。