物理地址查询（物理地址查询ip地址）

当CPU需要访问一个一个内存地址时，给出一个虚拟地址，先是到TLB中查找是否有对应的物理地址，如果有，即命中，直接用TLB中的对应物理地址访问缓存；如果在TLB中没有对应的物理地址，即未命中，则需要到内存页表求出物理地址，并将这个物理地址存入TLB中。访问cache时，如果Cache中有需要的数据，则直接返回需要的数据，如果Cache中没有需要访问的数据，则需要到内存获取数据返回给用户，并将获取的数据存入Cache中。

首先来看下cs，ds等段寄存器的内容，如下图所示:

线性地址由目录项(DIR)+页表项(PAGE)+页内偏移(OFFSET)组成。在介绍页地址转物理地址时，先介绍下段描述符的格式，如下图所示:

BASE:定义了4G的线程地址空间的基地址，处理器将描述符中三个BASE字段拼接成一个32位的值，这样就可以寻址4G的线性地址空间。LIMIT:定义了段的空间大小，由描述符中的两个字段拼接而成，形成一个20位的值，20位总共可以表示为1M个数值，而这个1M个数值的单位则由Granularity bit位决定:当granularity bit为0时，单位为1字节，这时limit表示的是1M的内存；当granularity bit为1时，此时单位为4kb，这时limit表示的是4g的内存；TYPE: 区别不同的描述符，即描述符的类型。DPL(Descriptor Privilege Level),描述符访问权限，用于保护机制。Segment-Present bit:如果这个bit设置为0，则这个描述符不能被使用来进行地址转换，如果这个描述符被载入段描述符，处理器将会发出一个异常，下图展示了bit=0时的描述符格式，处理器可以使用标有AVALABLE的位置存储描述符。

AD(Absolute Address)=(ES)*(0x10)+(DI)=0x1FFFF

之前在看malloc内存分配函数的原理时，有涉及到分配虚拟内存，然后再映射到物理内存，当初也是看得一头雾水，因为对虚拟内存和物理内存不是很了解。所以这篇文章总结下我在学习虚拟内存和物理内存的一些收获。

首先给出CPU的进化表，图片来自博客wjlkoorey的博客

Accessed bit:当这个描述符被访问时，设置为1.线性地址转化为物理地址

80386cpu当需要访问内存时，首先给出的逻辑地址，然后通过MMU内存管理单元分段机制转换为线性地址，然后线性地址再通过MMU内存管理单元分页机制转换为物理地址。

一个线性地址由10位目录表+10位页表+12位偏移量组成，当给定一个线性地址时，

所以，如果对计算机有足够的了解，那么就会发现计算机架构里面存在着好多的缓存设计，首先应用程序从磁盘获取数据时，在内核有一块内存存储最近访问的数据缓存；当CPU从主存获取数据时，也是先从缓冲区获取数据，然后在读进CPU。还有应用程序也有缓存，例如MySQL的存储引擎innodb也有一块缓冲区，存储磁盘数据；在web网站应用程序中，当从数据库获取数据时，先用memcache或者redis获取最近访问的数据等等。

接下来，看下页表项的格式。先来看下空闲的页表项和存储数据的页表项的格式:

首先从控制寄存器CR3获取页目录基地址，然后加上线性地址的前10位页目录偏移量即可得到页表的基地址；接着页表基地址+线性地址第二个10位的页表偏移，即可得到内存页的首地址；最后内存页的首地址+线性地址的最后12位偏移量，即可得到最后的物理地址；这样就完成了从线性地址转为物理地址

CPU发展的下一个里程碑是1985年80386的问世，从16位到32位CPU的飞跃，这中间80286就成了这次飞跃的跳板，80286地址上升到24位并且引入了保护模式。保护模式即规定进程能访问的内存，有些内存是不能访问的，例如进程不能访问内核代码。80386继承了80286的内存保护模式和分段机制，并且引入了分页虚拟机制。首先80386继承了80286的基础上添加两个段寄存器FS和GS。很显然，为了实现保护模式，段寄存器只存储段基地址是不够的，至少还需要段地址的长度还有一些诸如访问权限之类的其他信息。所以段寄存器存储的并不是真正的段基地址，而是存储每个段描述符的选择符，通过这个选择符在GDT表格中找到这个段的基地址。

INDEX为在描述符表的索引，因为总共13位，所以描述符表总共可以存储8192个描述符，处理器将INDEX*8(一个描述符占8个字节)+GDTR(全局描述符表)/LDTR(局部描述符表)即为这个段的描述符。TI(TABLE INDICATOR)指明在哪个描述符查找段描述符;如果为0，则在GDT查找，如果为1，则在LDT查找。RPL(REQUESTOR'S PRIVILEGE LEVEL)请求权限，用于保护机制，0为最高优先级，3为最低优先级，linux只使用0和3优先级，分别表示内核态和用户态。当处理器需要访问内存时，给出的逻辑地址是:选择符+偏移量,然后通过MMU的分段机制，取出的逻辑地址的INDEX，乘以8,再加上GDTR存储的全局描述符表的基地址，即可获取这个段的描述符，然后存入描述符寄存器(一种对用户隐藏的寄存器，也称为不可编程寄存器)，然后取出这个64位的段描述符的段基地址+偏移量，即可获得这个逻辑地址对应的线性地址，下图展示了转换过程:

Present bit表示这个页表项是否可以用于地址转换，p=1表示可以使用。当p=0时，表示这个页表项可以被进程使用。Accessed and Dirty Bits这些位表示一个页中数据的使用情况。当要对一个页写或读之前，处理器会在两个层次的页表格设置访问位；当要对一个地址进行写操作，而这个操作在第二表格某个表项指向的内存页中，这时处理器会设置第二个表格相对应的页表项的脏位，设置页目录的脏位是未定义的。操作系统可以根据这些位来决定当内存不够时，换出哪些物理内存。Read/Write和User/Supervisor Bits位在地址转换过程中，没有使用。为了提高系统，防止每次地址转换都需要访问页表，处理器还设置了TLB(Translation lookaside buffer)转换后备高速缓冲区，存储最近使用的线性地址到物理地址的映射；下面给出TLB的原理图:

后来8086引入一个非常重要的概念--段，这样就实现了分段机制；8086CPU地址总线为16，这样寻址范围为2^16=64k,而8086的寻址空间为1M，那么是怎么实现的了？原来这时候cpu给出的地址为段地址，需要加上段地址（由cs,ds,ss,es）之后才构成物理地址。物理地址为=段地址：段内偏移量；段地址左移4位+段内偏移量，即可构成20位的物理地址。例如ES=0x1000,DI=0xFFFF,那么物理地址为：

之前，已经将逻辑地址转换为线性地址，接下来看下是如何从线性地址转化为物理地址，先给出下面示意图:

逻辑地址转化为线性地址

现在主流的x86CPU上的主流操作系统，Linux,FreeBSD,Windows等待都是工作在保护模式下，处理器只有在上电启动，引导阶段初始化时在会进入实时模式，实时模式任务处理之后，即进入保护模式。

0x10为16，段地址*16（2^4）,即向左移动4位。这样就可以对20位的1M内存空间进行寻址。

三层页表都有着相同的格式，页帧地址为一块内存页的首地址，而内存页是4kb对齐的，所以页表项的低12位为0；而页目录项指向的是页表的首地址。

CPU发展从寻址物理地址；寻址段地址到物理地址转换；寻址逻辑地址转换为线性地址，再转换为物理地址。在8086之前的CPU，寻址都为物理地址，是并没有段的概念。当程序要访问内存时都是要给出内存的实际物理地址，这样在程序源代码中就会出现很多硬编码的物理地址。这样的程序可想而知，难重定位，可控性弱，结构丑陋，那个年代写这样的程序在我们现在看来是多么让人恼火的一件事儿。

而这这种方式的寻址最大地址为0xFFFF:0xFFFF=0x10FFEF，大于1M空间，这样如果访问大于1M的内存空间时，将会产生结果了？8086的做法是自动从物理内存0地址开始寻址，有人就是说[0x0000,0x10FFEF]地址是按0xFFFF取模寻址。下图说明这种情况: