图解|什么是缺页错误Page Fault

3. 内存的惰性分配

以32位的 Linux 系统为例，每个进程独立拥有4GB的虚拟地址空间，根据局部性原理没有必要也不可能为每个进程分配4GB的物理地址空间。

64位系统也是一样的道理，只不过空间寻址范围大了很多很多倍，进程的虚拟地址空间会分为几个部分：

实际上只有程序运行时用到了才去内存中寻找虚拟地址 对应 的页帧，找不到才可能进行分配，这就是 内存的惰性(延时)分配机制 。

对于一个运行中的进程来说，不是所有的虚拟地址在物理内存中都有对应的页，如图展示了部分虚拟地址存在对应物理页的情况：

虚拟地址空间根据固定大小一般是4KB进行划分，物理内存可以设置不同的页面大小，通常物理页大小和虚拟页大小是一样的，本文按照物理页4KB大小展开。

经过前面的分析，我们 将面临一个问题： 如何将虚拟地址准确快速地映射到物理页呢 ？

4. CPU如果获取内存中的数据

CPU并不直接和物理内存打交道，而是把地址转换的活外包给了MMU ，MMU是一种硬件电路，其速度很快，主要工作是 进行内存管理，地址转换只是它承接的业务之一 。

一起看看MMU是如何搞定地址转换的。

4.1 MMU和Page Table

每个进程都会有自己的页表Page Table，页表存储了进程中虚拟地址到物理地址的映射关系，所以就相当于一张地图，MMU收到CPU的虚拟地址之后开始查询页表，确定 是否存在映射以及读写权限是否正常 ，如图：

对于4GB的虚拟地址且大小为4KB页，一级页表将有2^20个表项，页表占有连续内存并且存储空间大，多级页表可以有效降低页表的存储空间以及内存连续性要求，但是 多级页表同时也带来了查询效率问题 。

我们以2级页表为例，MMU要先进行两次页表查询确定物理地址，在确认了权限等问题后，MMU再将这个物理地址发送到总线，内存收到之后开始读取对应地址的数据并返回。

MMU在2级页表的情况下进行了2次检索和1次读写，那么当页表变为N级时，就变成了N次检索+1次读写。

可见， 页表级数越多查询的步骤越多，对于CPU来说等待时间越长 ，效率越低， 这个问题还需要优化才行。

4.2 MMU和TLB的故事

MMU和TLB的故事就这样开始了...

CPU觉得MMU干活虽然卖力气，但是效率有点低，不太想继续外包给它了，这一下子把MMU急坏了。

MMU于是找来了一些精通统计的朋友，经过一番研究之后发现CPU用的数据经常是一小搓，但是每次MMU都还要重复之前的步骤来检索，害，就知道埋头干活了，也得讲究方式方法呀！

找到瓶颈之后， MMU引入了新武器，江湖人称快表的TLB ，别看TLB容量小，但是正式上岗之后干活还真是不含糊。

当CPU给MMU传新虚拟地址之后，MMU先去问TLB那边有没有，如果有就直接拿到物理地址发到总线给内存，齐活。

TLB容量比较小，难免发生Cache Miss ，这时候MMU还有保底的老武器页表 Page Table，在页表中找到之后MMU除了把地址发到总线传给内存，还把这条映射关系给到TLB，让它记录一下刷新缓存。

TLB容量不满的时候就直接把新记录存储了，当满了的时候就开启了淘汰大法把旧记录清除掉，来保存新记录，彷佛完美解决了问题。

在TLB和Page Table加持之下，CPU感觉最近MMU比较给力了，就问MMU怎么做到的？MMU就一五一十告诉了CPU。

CPU说是个不错的路子，随后说出了自己的建议： TLB还是有点小，缓存不命中也是经常发生的，要不要搞个大的，这样存储更多访问更快 ？

MMU一脸苦笑说道大哥 TLB很贵的 ，要不你给涨点外包费？话音未落，CPU就说涨工资是不可能了，这辈子都不可能了。

>>>高能预警 敲黑板 本段小结<<<

1. CPU要根据用户进程提供的虚拟地址来获取真实数据，但是它并不自己做而是交给了MMU 。

2. MMU也是个聪明的家伙，集成了TLB来存储CPU最近常用的页表项来加速寻址，TLB找不到再去全量页表寻址，可以认为TLB是MMU的缓存。

3. TLB的容量毕竟有限，为此必须依靠Page Table一起完成TLB Miss情况的查询，并且更新到TLB建立新映射关系。

>>> 敲黑板 划重点 本段小结：<<<

触发Page Fault的原因可能有很多，归根到底也只有几种大类：

1. 如使用共享内存区域，没有存储VA->PA的映射但是存在物理页帧的软缺页错误，在Page Table/TLB中建立映射关系即可。

2. 访问的地址在物理内存中确实不存在，需要从磁盘/swap分区读入才能使用，这种性能影响会比较大，因为磁盘太慢了，尽量使用高性能的SSD来降低延时。

3. 访问的地址内存非法，缺页错误会升级触发SIGSEGV信号结束进程，这种属于可以导致进程挂掉的一种缺页错误。