现代操作系统将可执行文件加载后，创建一个进程，进程中的每个指令和数据都被分配一个虚拟地址，中央处理器在获得这个虚拟地址后，在访问指令和数据之前，需要将其转换为内存的物理地址。本文的重点是物理地址的虚拟地址翻译过程和实践，因此分为两部分
1.如何将虚拟地址转换为物理地址？
2.举例练习？
如何将虚拟地址转换为物理地址？当CPU第一次访问虚拟地址时，虚拟地址所在的虚拟页不在内存中，虚拟页表条目也不在内存中（PTE）TLB因此，需要执行许多步骤，如下图所示
首次访问虚拟地址
一处理器将虚拟地址（VA）邮寄MMU（内存管理单元）
虚拟地址格式
如上图所示，虚拟地址长度为n，虚拟页偏移量长度为p。
2.MMU进入虚拟地址虚拟页码（VPN），然后将虚拟页码发送到TLB（翻译备份NicholasTse设备），TLB来自虚拟页码TLB映射表中等查询PTE（页面表格条目）。
PTE（页面项目）
3.TLB（翻译备份NicholasTse）将查询结果返回给MMU（内存管理单元）
4.MMU（内存管理单元）分析查询结果是否PTE（页面输入），找到PTE无效，错过，所以MMU根据页表基址寄存器（ptbr）plus中页表的起始地址虚拟页码（VPN）以获取虚拟页表项的物理地址PTEA（即页表条目地址），然后将这个物理地址发送到高速缓冲（L1）。
5.高速缓冲（L1）根据PTEA查询内部NicholasTse映射表，发现没有找到PTEA的映射内容，即PTE（页面表项），然后请求内存PTEA满足于。
6.记忆会PTEA满足于PTE，发送给高速列车缓冲（L1），他在PTEA和PTE之间建立了映射关系。
7.高速缓冲（L1）根据PTEA再次查询缓冲的内部映射表，这次找到了，然后将PTE发送到TLB。
8~9.TLB我明白了PTE建国后虚拟页码（VPN）和PTE的映射（8），然后将PTE发送到MMU。
10.MMU我明白了PTE之后，检查PTE的有效位，看看虚拟页面是否在内存中。
11.MMU检查PTE之后，发现虚拟页不在内存中，因此它向CPU发送缺页中断，CPU开始执行缺页中断处理程序。
12.根据页面替换算法，缺失页面中断处理程序选择一个已被NicholasTse替换的虚拟页面作为牺牲页面（如果虚拟页面发生更改，它将被更新到磁盘），然后PTE的有效位设置为0，表示牺牲页内存不足。
13.缺失页面中断处理程序将缺失页面从磁盘切换到可用物理内存，将缺失虚拟页面的PTE的有效位设置为1，并更新物理编号。
14.执行缺页中断处理程序后，跳转到出现缺页的指令，然后CPU重新执行该指令，重新向MMU发出虚拟地址，跳转到1，并开始下一个周期。
当CPU第二次访问同一虚拟地址时，虚拟地址所在的虚拟页面已经在内存中，虚拟页面表条目（PTE）也在TLB中，因此要执行的步骤要少得多，如下图所示
第二访问虚拟地址
一处理器将虚拟地址（VA）邮寄MMU（内存管理单元）
2.MMU进入虚拟地址虚拟页码（VPN），然后将虚拟页码发送到TLB（翻译备份NicholasTse设备），TLB来自虚拟页码TLB映射表中等查询PTE（页面表格条目）。
3.TLB（翻译备份NicholasTse）将查询结果返回给MMU（内存管理单元）
4.MMU（内存管理单元）分析查询结果是否PTE（页面输入），找到PTE如果有一个值，它就会命中。然后检查PTE的有效位，发现有效位为1，因此没有缺页。根据PTE中的物理数和虚拟地址中的VPO（PA）计算指令或数据的物理地址，并将PA发送给高速NicholasTse（L1）
5.高速缓冲（L1）根据小马查询内部NicholasTse映射表，发现找不到PA映射的内容，即指令或数据，然后从内存请求小马满足于。
6.记忆会小马内容被发送给高速尼古拉斯·谢（L1），后者在PA和内容之间建立映射关系。
7.高速NicholasTse（L1）根据PA再次查询内部NicholasTse映射表，这次找到了，然后将代码或指令发送给数据总线，在从数据总线接收到数据后，CPU叹息说它终于得到了数据。
当CPU第三次访问同一虚拟地址时，与第二次不同的是，虚拟地址对应的物理地址的数据已映射到高速NicholasTse（L1），因此不再从内存中查询。
描述了虚拟地址转换为物理地址的整个过程。让我们以一个具体的例子来实践！
以实践为例前一部分是将虚拟地址转换为物理地址的过程。现在，在实践中，我们将在实践之前普及TLB和缓冲这两个概念。
TLB
TLB的全名叫缓冲。这是一个映射表。它在虚拟页码（VPN）和页面表项（PTE）之间建立映射关系。每次访问虚拟地址时，都需要找到与虚拟地址对应的页表项。每次你进入内存，都需要几十甚至几百个时钟周期。虽然pagetable的项缓冲在高速时落后于缓冲，但消耗的周期可以减少到1-2个周期，但在TLB之后，缓冲几乎不需要消耗时钟周期。它几乎与CPU同步，类似于登记。
那么，如何通过TLB的页面表项（PTE）映射虚拟地址呢？让我们来看看TLB。我们说TLB是一个映射表。让我们看看映射表的样子，如下图所示
如上图所示，TLB由M组成TLB组组成：每个TLB组下有n个条目，每个条目由PTE和标记位组成。
标签位是一个数字，每个TLB组的标签位不能重复。因此，在songZuying组中，可以根据该标记位定位项目。
每个组都有一个唯一的编号，称为组号。
因此，TLB就是其中之一二维阵列，知道组号和标记位后，可以找到唯一的PTE（页面表项）。
虚拟地址中的虚拟页码（VPN）可分为两部分，即组号和标记位。假设一个n位长度的虚拟地址，如下图所示
TLB部分虚拟地址
从上图可以看出，VPN由标签位（TLBT）和组号（也称为标签索引（TLBI））组成。组号占用t位，标记位占用虚拟页码的剩余位。
如果TLB有4个组，总共64个条目，每组16个条目，VPN中的组号占2位（2=4的幂），标签位占4位（2=16的幂）。
高速缓冲
高速的缓冲通常采用SRAM（静态随机存取存储器）用于存储，比内存DRAM（动态随机存取存储器）快几十倍甚至几百倍。因此，为了加快CPU获取数据的速度，最近访问的数据存储在高速NicholasTse中。
高速NicholasTse内部有一个映射表，它建立了内存物理地址PA与内存物理地址下内容的映射关系，如下图所示
高速Nicholas-Tse映射表
如上图所示，映射表分为m组。每组由标记位、有效位和N个块组成。有效位1表示缓冲尚未过期，有效位0表示缓冲已过期。
物理地址由组号+标记位+块号组成，如下图所示
物理地址的组成
从上图可以看出，物理地址为m位，块号占用P位，组号占用t位，剩余位为标签位占用的位。
我们可以根据物理地址的组号在映射表中定位一个组，然后查看该组下的有效位是否为1。如果不是1，则表示该组的内容无效，无需进行比较。因此，缓冲错过了比赛。如果为1，则将该组下的标记位与物理地址的标记位进行比较。如果不相等，那就是小姐。如果它们相等，则根据物理地址中的块号继续查找该组的相应块号。如果你找到了数据，就意味着你击中了，否则缓冲就错过了。
假设一个高速NicholasTse有16个组，每个组有4个块，那么物理地址中的组号占用的空间是4位（2的4次方等于16），块号占用的位数是2位（2的2次方等于4），剩余的位数是标签位占用的位数。
好吧，在这个概念普及之后，让我们正式开始举例
第一个假设
1.内存由字节寻址，每个字是一个字节（32位系统通常为4个字节）。
2.虚拟地址的长度为14位。假设页表有256个页表条目，虚拟页码（VPN）占用的位数为8，虚拟偏移量（VPO）为6。
3.物理地址的长度为12位。
4.页面大小为64字节（P=64）
5.TLB分为4组，每组4项，共16项
6.高速缓冲（L1）有16组，每组有4个街区。
7.采用一级页表（多级页表比较复杂，但原理相似）。
首先看虚拟地址和物理地址的格式，如下图所示：
虚拟地址
从上图可以看出，组号（TLBI）占2位，因为我们假设TLB有4个组，标记位占6位。
物理地址
从上图可以看出，组号（CI）占4位，因为我们假设高速NicholasTse有16个组，每个组下有4个块，所以块号（CO）占2位，其余6位为标记位（CT）。
假设高速公路的TLB和缓冲的地图如下：
TLB映射表
高速Nicholas-Tse映射表
页面表中有256项。我们列出了前16项，如下图所示
页面表格前16项
一切都准备好了。假设CPU访问的虚拟地址是0x03d4，其二进制的是16位，即0000001111010100,虚拟地址只有14位，所以上面的2位被丢弃，如下图所示
0x03d4虚拟地址分布图
从上图可以看出，组号（TLBI）为11，即0x03，标签位（TLBT）为000011，即0x03。发现它是从TLB映射表中命中的，如下图所示
TLB
从上图中，我们找到了红色部分的标记位。PTE中的PPN=0x0d，有效位为1。我们根据PPN添加虚拟页面偏移量，如下图所示
虚拟地址
由上图可知，虚拟页偏移量（VPO）为010100=0x14，虚拟页偏移量（VPO）=物理页偏移量（PPO），即PPO=0x14，PPN与PPO之间的连接为物理地址PA，即001101100=0x354，如下图所示
物理地址
根据上图，组号为0101，即0x05，区块号（CO）为00，即0x00，标记位为001101，即0x0d。通过组号+标记位+区块号，可以找到高速公路缓冲的0x36号数据，如下图所示
物理地址命中数据
找到与物理地址对应的数据并返回给CPU。当然，也可能出现其他情况，如TLB的失误、缓冲的高速失误、缺页等。这些读者可以自己练习。
虚拟地址翻译的过程和实践。在介绍之后，我们来谈谈下一个话题。
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