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来源 | 后端技术指南针
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号外号外各位老铁，大家好！
最近在想如何让大家在10分钟中有所收获，写一些精悍的知识点 。
先抛一道阿里面试题给大家热热身，引出今天的主角-缺页异常Page Fault 。
谈谈对缺页异常Page Fault的理解 。话不多说，集合上车 。
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术语约定
- VA：Virtual Address 虚拟地址
- PA：Physical Address 物理地址
- MMU：Memory Manage Unit 内存管理单元
- TLB：Translation Lookaside Buffer 旁路快表缓存/地址变换高速缓存
- PTE：Page Table Entry 分页表项
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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：
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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 。
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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：
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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？
>>>高能预警 敲黑板 本段小结<<<1. Linux的虚拟地址空间就是空头支票，看着很大但是实际对应的物理空间只有很少的一部分 。
2.内存的惰性分配是个有效的机制，可以保证内存利用率和服务器利用率，是资源合理配置的方法 。
3.大量的虚拟地址到物理地址的快速准确地查询转换是一个难题 。
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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 。
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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：
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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 。
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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 。
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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 。
>> 本段小结 敲黑板 划重点 <<1.页表存在于进程的内存之中，MMU收到虚拟地址之后查询Page Table来获取物理地址 。
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