这是图解系列之MMU
MMU叫内存管理单元，现在是处理器/核中的一个硬件单元，通常每个核有一个MMU。
下面cloud3图解一下MMU的工作原理。
CPU发出的地址是虚拟地址，MMU通过页表技术，把虚拟地址转换为物理地址，再去访问物理内存条。
CPU发出的虚拟地址由两部分组成：VPN和offset，VPN（virtual page number）是页表中的条目number，而offset是指页内偏移。
最终转换后的物理地址也有两部分：PFN和offset，PFN（ Physical frame number）是物理页框number，offset和上面虚拟地址的offset相同，是页内偏移。
MMU由两部分组成：TLB(Translation Lookaside Buffer)和table walk unit。TLB 是一种地址转换cache，这里我们略过TLB的工作细节。
table walk unit在不同的CPU架构上有不同的叫法，但其作用是相同的，就是把内存页表走一走进行查表，完成虚拟地址到物理地址的转换。
下面以32位处理器来描述MMU和内存页表的工作流程。
假设只有一级页表
如果采用4KB的page大小，cpu发出的虚拟地址包含12bit的页内偏移和20bit的页表VPN：
这里的12bit的页内偏移是和4KB的页大小一致的，2的12次方正好能覆盖一个页。20bit的VPN就是页表中的条目数。
所以页表和物理内存是下面这个样：
从上图可以看页表条数和物理内存的页数是相同的，因为每一个物理页地址都需要页表中的一条来指向，不然就覆盖不全了。
物理内存是4KB*1M=4GB，内存页表是32bit*1M=4MB。
需要指出，这里的物理内存大小不是物理内存条大小，而是可以访问到物理内存最大大小。
页表里放着什么：
页表中的每一条叫做页表条目PTE（page table entry），其大小为4个字节。
任何一个虚拟地址，都可以用地址的高20位（由于一页是4KB，低12位就页内偏移）来表示，所以PTE的低12位可做他用。
低12位中，P表示是否命中。如果某一条目没有命中，则其他位就没有意义了。所以页表是这个样：
以这张页表为例， 当CPU发出的虚拟地址中页表Index是3时，MMU会去查页表的第3行，发现第3行没有命中，MMU会给CPU发出page fault，CPU自动跳到fault的代码去处理fault。当CPU发出的虚拟地址中页表Index是2时，MMU会去查页表的第2行，发现第2行命中了物理地址112*4KB，MMU会访问内存条112*4KB这个物理地址。
操作系统中每个进程都有自己的页表，当CPU在运行某个进程时，MMU的页表地址寄存器中会放置这个进程页表的物理地址，根据这个地址找到此进程的页表，然后根据此表进行地址转换。
上面我们已经介绍了每个页表的大小是4MB，覆盖了整个0-4GB的虚拟地址空间。每个进程都占用4M的物理地址，而且这个空间还必须是连续的。那整个操作系统的所有进程光页表就要消耗很大的物理内存。
假设只有2级页表
对于32位地址空间，会将VPN中的前10位用于索引页表目录（一级页表），紧接下来的10位用于索引所选的页表（二级页表）。
换言之，对于2级页表结构其本质是：VPN的前10位为页表目录索引，而接下来的10位为页表索引，剩下的10位为page offest。
MMU先根据一级页表的物理地址和一级页表Index去一级页表中找PTE，PTE中的地址不再是最终的物理地址，而是二级页表的物理地址。
根据二级页表物理地址和二级页表index去二级页表中找PTE，此时PTE中的地址才是真实的物理地址。
根据此物理地址和offset找到最终的物理内存地址。
一级页表占用的内存是4bit*2的10次方=4KB，每个二级页表占用的内存是4bit*2的10次方=4KB。
使用二级页表的好处是如果一级页表中的某一个PTE没有命中，那这一PTE对应的整个二级页表就不存在。
以上以32位系统中一级和二级页表来描述了MMU的最简单原理，多级页表的实现方式在理论上也是相同的，包括在64位系统中MMU工作原理也是如此。
这是图解系列之MMU
