内存分段与分页

一年前写了 “段页内存管理” 的部分章节，后面一直搁置在草稿箱中。最近发现内存相关的知识非常重要，最近几十年科技文明的巅峰，硬件侧就是 CPU，软件侧就围绕着操作系统对内存的控制了。就又整理补齐，形成内存分段分页较完整说明。
硬件 CPU 的不断革新，从 X86 和 ARM 架构的铺天盖地，到 RISC-V 新星崛起和 MIPS 的消退。还有各种流水线优化、APU-ZPU 的推成出新，以及 Apple M1 的展露头脚。虽然 CPU 本身短时间内看不到跨越式的提升，但 CPU 周边是玩出了花。
而已经趋于稳定的操作系统，最近好多年都没有啥惊世骇俗的壮举出现。依托着 CPU 侧的大腿，操作系统躺着进行升级。但换一个角度，也可以认为操作系统已经设计的足够完备，在商业化的时代，有需求就一定会有满足，或许对于当前操作系统来说，目前的设计应对有余。
操作系统的很多设计，都摆脱不了内存这尊大神。首先，操作系统本身和上层应用，就是放在内存里运行的。其次，操作系统的基石进程和线程，就贴着内存进行设计。多核心后的 L0-2 级缓存同步也是为内存定制，当然这个算 CPU 对内存的依赖。IO / 文件系统 / 网络也都离不开内存的影子。
内存本身的制作工艺门槛不高，有 N 多厂商做这个事情。但内存在科技长河中的位置，绝对举足轻重。整个计算机的发展史，内存表现不多，但是中流砥柱。
本文可以顺带解决如下几个问题：

• 地址总线、数据总线、控制总线是什么？CPU 如何通过地址总线找到内存地址？
• CPU 和内存之间的高速缓存引发的缓存一致性问题是怎么回事？锁 - 共享数据安全指↑
• 16 位 CPU 是如何操作 1M 内存空间的 (2^16=64kb)？32 位 CPU 是如何操作 64G 内存空间的 (2^32=4G)？他们的原理一样吗？
• 分段内存管理，里面的段指的是什么？
• 除了虚拟地址、物理地址，还有线性地址和逻辑地址，它们是什么？
• 两个进程的虚拟地址相同，是如何指向不同的物理地址的？虚拟地址的页目录 & 页偏移均一致，如何通过 m = f(n) 函数，以相同的 n 输入，返回不同的 m 输出。

推荐书：《汇编语言》- 王爽、《程序员的自我修养 - 链接装载与库》- 俞甲子
推荐网文：《深入浅出计算机组成原理》- 徐文浩、《操作系统实战》-LMOS、
一定要读的另一篇内存文章：锁 - 共享数据安全指↑
内存相关的知识非常重要，需要很大篇幅和示例图来阐述。在锁 - 共享数据安全指↑中文字数超过了 4W，本文的文字数也超过了 1W，均需要多张配图。重要性和难理解程度，都很高。

0x00 内存是如何被 CPU 消费的

虽然操作系统和各类应用程序，都需要使用内存。但是对内存的访问，却是 CPU 做的。软件层能直接通信的硬件对象，只有 CPU。CPU 是集合了运算器 (ALU)、控制器、存储器的大部件，其中存储器，指的就是内存 & 磁盘等信息存储设备。
CPU 对内存有一套统一的读取控制，上层软件对内存的操作皆通过 CPU 进行收口。操作系统的进程设计，如数据隔离 & 共享，就是通过 CPU 对内存空间进行增删改查。
CPU 和内存都是硬件，硬件之间相互通信就得依靠有线和无线传输，显然 CPU 和内存通信需要有线。这里有一个南北桥的历史，CPU 通过北桥和高速设备连接，通过南桥和低速设备连接，南北桥就是 CPU 和外部设备通信收口的地方。现在高速设备的连接，都是集成在 CPU 内部，不再通过北桥来做了，但是南桥还是依旧在的。但不管有没有北桥，CPU 和内存通信，都需要三根总线，即地址总线、数据总线、控制总线。
地址总线，就是对内存区域进行定位的。内存中每个内存地址代表一个字节，共 8 位。一个 256 字节的内存条，内存地址从 0x00 (00000000) 到 0xFF (11111111)。其中每个字节都有一个地址，如 0x03 表示第 3 字节。
控制总线，就是 CPU 对内存的控制指令。是读 (load) 数据，还是写 (store) 数据等。
数据总线，就是用于 CPU 和内存之间双向传输数据用的。如果有 8 根总线，那么一次只能传输 1 个字节的数据。如果 CPU 想写 2 个字节的数据到内存中，就需要传输 2 次。
下图是 8086 CPU 对内存地址 0x03 进行 c 字符读取的流程图。

顺带提一个，CPU 其实不喜欢所有的外部存储设备。因为即使内存速度已经比较快，但相比 CPU 来说，还是太慢。
CPU 内的运算器、控制器都是晶体三极管制作，通过各种门电路进行电信号传输，寄存器内部元件的运行速度是非常快的，速度和 CPU 同步。
内存是动态随机存储器 (DRAM)，通过一个晶体管和一个电容来保存一个比特的数据。如果要表示 1，就需要输入高电压，往电容里面充电。当开关关闭，就需要输入低电压，电容开始放电，表示 0。电容还会漏电，所以每隔一段时间，就需要往所有开关打开的电容里面补充电量。电容的这个机制，就是为什么内存不能做断电存储的原因，也是为什么叫动态随机存储器里面动态两个字的原因。
所以 CPU 在和内存进行数据读取的时候，时间差就会非常大，CPU 发出指令，需要在 100ns 后拿到内存数据。如果把 ns 作为数量级，那么 CPU 和内存之间的速度差有 2 个数量级 (100ns)。当然磁盘更大，达到 6 个数量级 (150us)。
所以 CPU 就在它和内存之间架起了一个中间层，即 L0-2 高速缓存。
高速缓存是静态随机存储器 (SRAM)，需要 6-8 个晶体管来保存一个比特的数据。通过晶体管的组合可以形成锁存器，对 1&0 进行记忆，就不需要电容来保持高低电平的状态了，速度也会更快。CPU 和高速缓存之间速度上有 0 个数量级 (1ns)。
高速缓存是必须的，因为 CPU 和内存的速度鸿沟很大。但是高速缓存也引发了缓存一致性问题，在我的另一个 blog 里面有详细说明和解决方案，都是干货。锁 - 共享数据安全指↑

好，这里就把 CPU 如何与内存通信的硬件链路说通了。但在 CPU 读取内存之前，还有操作系统的干预，属于前置链路。有下面几个问题：

1. 应用程序通过 CPU 操作内存，那么有没有可能 A 应用程序通过 CPU 发送的内存地址是 B 应用程序的？这会导致各个应用程序的数据窃取和乱改，非常可怕。
2. A/B 应用程序都占用一段内存空间，还剩下一部分空间 M 没有使用。这时候如果关闭了 A 程序，打开了 C 程序。C 需要的内存空间大于 A 和 M，小于 A+M，这时候如果执行 C 程序？
3. A 程序会释放部分它不再使用的内存空间，这些内存空洞该如何处理？

围绕这三个问题，就展开了内存分段分页黄金追逐时代。

0x01 内存蛮荒时代 - 分段

在 8086 芯片被 intel 破土成功的时候，内存是被程序员直接控制使用的。那时候还没有虚拟内存、MMU、分页等等这些概念 (这个时候叫逻辑地址，后面会说)。简单来说，那时候内存控制是低级别控制，得开发人员自行汇编控制。想读取 0x?? 地址的内存数据，得汇编写出来这个地址。
8086 的硬件配置是数据总线宽度 16、地址总线宽度 20。而寄存器的位数一般都是和数据总线宽度相同，即 16 位寄存器。
CPU 的运算器、控制器都是通过寄存器表达的，这时候就会有个问题，向内存地址总线传递的地址如果直接从寄存器来，那么范围不够。16 位寄存器只能确定 0-2^16 字节 (64kb) 的内存空间范围，而 20 根地址总线可以确定 0-2^20 字节 (1M) 的内存空间（开头提到的第三个问题，这里就是 16 位 CPU 能操作 1M 内存空间的原因，因为有 20 根地址总线。32 位 CPU 后面再说）。所以 64kb-1M 的空间都只能被浪费掉，这显然是不行的。
所以 intel 想了一个办法，增加了 4 个段寄存器，分别是 cs、ds、ss、rs。通过 cs:ip 两个寄存器来确定 pc 寄存器的地址，即 cs*16+ip，其他段寄存器也是一样的计算方式。
cs*16，即将 cs 的值左移 4 位。这样就通过段寄存器 * 16 + 段偏移量的方式，增加到 20 位，也满足了 20 根地址总线的最大内存检索范围。

而 cs、ds、ss、rs 也分别表示代码段、数据段、栈段、其他段，可以做数据安全。比如数据段，就需要 ds 来做段基地址，可读可写。如果写成了 cs 代码段寄存器，代码段权限只读，那么写数据的时候就会异常。
虽然话是这么说，但是 8086 CPU 并没有做这层校验，ds*16+ip (ds 是数据段，ip 是代码区) 这样的写法，也不会报错，能够正常读取到指令。但也没人刻意这么做。
这些段寄存器，就表示了内存的分段模型。
这里有一个误区，即可执行文件的二进制格式，也是通过代码区、数据区这些区来表达的，是不是和分段模型有关联？
对于可执行文件，不管是 window 的 PE，还是 Linux 的 ELF，都是从 COFF 发展而来。COFF 格式的可执行文件，就是将指令和数据分开存储，即我们的代码在代码区，只读。一些 const 变量则放置于常量区，也是只读。一个全局变量则放置于静态区，可读可写。函数方法中的局部变量，则放置于栈区，可读可写。
COFF 这套二进制可执行文件的区域划分，本身是和内存分段没有关系。如果没有 8086 CPU 的 16 位寄存器和 20 位地址总线的约束，比如有一个 CPU 正好地址总线也是 16 位，那么内存访问就不需要段寄存器了，可以直接寻址。这就不是内存分段模型了。
主要是内存分段模型，通过段寄存器解决了 16 位寄存器和 20 根地址总线不对应的 CPU 内存数据互通问题，我们把这种 CPU 和 内存不对应的关系的解决方案，叫做分段模型。其实现在的 64 位 CPU，可执行文件还是 COFF 格式，可他们已经不在是分段模型了。

8086 时期，CPU 访问内存的这种方式，也导致了不少问题，有内存安全、内存大空洞 (应用关闭)、内存小空洞 (碎片化)。
大多人对这几个问题的理解有出入，他们认为导致这些问题的原因是分段模型，我认为非常不准确。当然，如果在 8086 时期，就搞出了分页模型，当然不会有这些问题。但当时为什么没有分页模型出现？我认为是当时的环境，使用分段模型就已经能够解决问题了。毕竟那时一个 CPU 大多只跑一个应用程序，都不需要操作系统的计算机发展的初级阶段。那个时候，能把 8086 CPU 做出来，就已经是科技发展的巅峰了。所以分页能够解决的问题，在那个时候，可能仅仅是一小戳人的需求。

内存安全

这个阶段还没有虚拟地址的概念，也没有分页内存的概念。所以应用程序是全部加在到内存中后再执行。基于分段模型，应用程序可以直接使用物理内存地址进行数据的增删改查。
这时候会产生非常严重的破坏性操作，即 A 程序修改或者读取了 B 程序的数据。如下图所示：

内存空洞

内存空洞使得这个阶段的应用程序执行非常艰难，需要提前规划好内存分配情况。

操作系统这个时候也可以将部分内存空间 swap 到磁盘中，从而空出一块比较连续的内存空间给合适的应用程序执行。但磁盘的换入换出性能消耗也非常大。因为磁盘和 CPU 之间，有 6 个数量级的时间差。

所以本质上来说，这时候的内存分段是比较混乱的，段寄存器更多的用于 16 位寄存器和 20 根地址总线之间的不协调的适配。仅仅是因为 8086 CPU 的寄存器位数和地址总线不一致，所以才有了段寄存器这种内存定位的方式。
但也不能把仅仅两个字说的这么轻描淡写，因为 8086 这套规则，影响实在太大了。
8086 是计算机初期发展使用范围最广的 CPU 版本。其 x86 架构现在还在征服着 PC 机市场，而它的分段模型，也直接影响着后续的 CPU 升级，即兼容。
Inter 的 CPU 发展，一直在做架构指令集的兼容。这种兼容是 Inter 必须要走的路线，因为 8086 太成功，有太多商业应用了。从兼容了第一个版本开始，就要一直兼容下去。其中有一款和 AMD 竞争的酷睿处理器，就是因为没有做兼容，导致 AMD 崛起，预先做出了 64 位指令集。这套指令集兼容了 x86，又叫做 x86-64，基本上现在的 PC 机，所使用的 CPU 都是这套指令集。
在 Inter 发展 32 位 CPU 的时候，因为兼容，段寄存器的概念也无法丢弃，又开始做改造了。

0x02 内存青铜时代 - 分段分页共存

说多少位 CPU，其实就是寄存器是多少位的。如果说一个 CPU 是 N 位，那么 CPU 的寄存器一定也是 N 位，数据总线一般的宽度一般也是 N，地址总线的宽度就不确定了（8086 16 位 CPU，地址总线宽度 20。32 位 CPU，地址总线宽度也是 32。64 位 CPU，地址总线宽度是 46，因为没有那么大的内存条，更宽的总线是浪费）。
到了 Inter 32 位 CPU 发布的时候，这个时候寄存器是 32 位，数据总线、地址总线也都是 32 根。32 位 CPU 使用的还是分段模型，但是 32 位 CPU 还有一个平坦模式可以切换，平坦模式使用的就是分页模型了。
32 位 CPU 叫做保护模式了，因为增加了很多安全控制，比如 R0 - 3 四个特权级。Windows 和 Linux 只使用了其中的两个特权级。相比 16 位 CPU，那个时候叫做实模式。

保护模式未开启平坦模式

虽然寄存器是 32 位，但 32 位本身也可以作为独立的 16 位使用，比如 32 位的 AX 寄存器，高 16 位用作 AH，低 16 位用作 AL，可以独立使用，这也是兼容。
但是段寄存器还是 16 位。至于为什么这么做，我猜有一定原因是为了弱化内存分段模型，毕竟 CPU 的晶体三极管，也是寸土寸金。
在 16 位 CPU 的时候，段寄存器存放的是段基地址，把段基地址左移 4 位和段偏移量做和运算，即最终的物理地址。
那么 16 位的段寄存器还怎么存储 32 位的段基地址呢？
这个时候多了一个段描述符，段描述符是一个列表。运行程序的时候，先将程序需要的各个区的大小整理好，写入程序内存中，生成段描述符列表。并将段描述符列表的地址和长度保存在 GDTR 寄存器中 (后面再说)。
每个表项长度是 64 个字节，存储有段基地址和段长度，用于表示代码区的基地址是多少，代码区共有多大这样子。还存储了其他一些信息，比如有个 G 标志位，表示当前段长度的单位是 1 字节还是 4 kb。因为段长度总共分配了 20 位，如果单位是 1 字节，那么该段长度就是 1M。如果单位是 4kb，那么该段段长度就是 4G。除了 G 标志位，还有 T 表示代码段或者数据段，R 表示是否可读，C 表示是否可执行等等。
段描述符兼容了 16 位的段寄存器，所以 64 位的长度里做了很多取舍和兼容。
有了段描述符列表，只需要在 16 位的段寄存器里面，指定当前需要段描述符列表的第几位，拿到列表项后，列表项里面存储着段基地址和段长度等信息。
段寄存器里面只存放段描述符列表的索引，还需要一个地址标记着段描述符列表在哪里，这样才能找到对应的列表项。段描述符列表的地址就存放在 GDTR 寄存器中，上面已经说到。

这样，32 位保护模式未开启平坦模式的时候，内存读取操作的表现就是和 16 位 CPU 一样的。只是多了段描述符和 GDTR 寄存器这些中间层。

保护模式开启平坦模式

CPU 不会主动开启平坦模式，当然，操作系统会帮我们开启。当开启了平坦模式后，就从分段模型切换到分页模型了。这里就说下什么是分页模型。

首先，根据时间 / 空间局部性，程序运行过程中，同一段时间只会有一部分代码区指令在执行，其他代码区指令都没有被执行。而执行的这些指令，一般都在一块。
那么我们可以在某块代码区被执行的时候，再把这些指令加在到内存中，其他的指令依旧保存在磁盘中，这样可以减少应用程序对内存的占用。
刚才说到某块代码区，如果我们可以标记这个代码区的大小，就可以对代码区的加载做自动化。即需要某块代码区的时候，就加载固定大小的磁盘空间到内存中来。过一会这些指令执行完了，那就从磁盘再加载下一个区块的指令。
那，这个代码区的大小，设置多少合适呢？目前主流的操作系统都设置为 4kb，也有设置 4M 的。
刚才说的某块代码区 4kb，说的还是二进制可执行文件。这个时候文件还是存储在磁盘上的。我们是按照 4kb 对文件进行了分割。那分割并加载这 4kb 的文件到内存后，内存也理应有 4kb 大小的区域对这 4kb 文件进行存储。
所以我们将内存也分割成 N 个 4kb 大小的虚拟区块，注意，这是虚拟区块，物理上内存区块是连续的。4kb 虚拟区块，就是分页模式的基石。
有了这 4kb 的虚拟区块，因为颗粒度很细且固定，所以可以完成很多分段模式不好完成的事情。比如分配和回收，而分段模型最难的地方就在于分配和回收，因为段长度不固定，颗粒度太大。

分页模型，主要的三个理解名词，一个是 4kb，一个是虚拟地址，还有一个就是页表。
在上面 16 位 CPU 实模式的时候，以及 32 位未开启平坦模式的时候，使用的都是物理地址。就是开发人员在汇编里面写入内存的物理地址，或者编译高级语言的时候链接器指定物理地址，然后程序通过物理地址进行内存读取。其实分段模型最大的问题就是使得虚拟地址无法实施。使得分段模型下没有虚拟地址。
虚拟地址，就完全不需要开发人员来做了，开发人员根本做不来了。可执行文件的虚拟地址都是通过链接器来实现的（非编译器）。
虚拟地址，就是给一个应用程序错觉，让每个可执行文件都认为自己拥有内存的所有区域的使用权限。所以对于 32 位 CPU 来说，每个可执行文件的虚拟地址范围都是 0x00000000 - 0xFFFFFFFF。
然后趁应用程序不注意的时候，通过页表这个数据结构，将虚拟地址转换成物理地址，并进行真实的内存读取。
虚拟地址到物理地址到转换，肯定是要牺牲一些性能的。为了更加的高效，就在 CPU 里面配了一个 MMU 硬件。
MMU 默认会去读页表的数据。页表里面一开始是空白的，如果发现空白，就会发出缺页异常，去磁盘加载对应的 4kb 大小的指令到物理内存中，并把物理内存的地址更新到页表中。然后，后续这 4kb 指令的读取，MMU 会去拿页表里面存储的物理地址。

上面二级页表视图里面，有一个 CR3 寄存器，存放着当前应用程序的页目录地址。拿到这个一级页目录地址后，再用虚拟地址里面的页目录索引做偏移，就可以拿到二级页表的地址。
当应用程序切换的时候，只需要更新 CR3 寄存器的值为当前应用程序的页目录地址，就可以使得每个应用程序都有独立的页表了。
这个 CR3 寄存器，在一项 PAE 的技术里面也有使用。末尾彩蛋会说。

32 位 CPU，地址总线也是 32 位，所以最大的内存空间就是 4G 了。这里使用了二级页表。整体来说，页表的级数越多，页表本身会越省空间。但是这个中间层也是耗时的，级数越多，操作耗时也就越多。所以一般 32 位 CPU 使用的是二级页表，64 位 CPU 就使用的四级页表了。64 位 CPU 在后面的长模式里面说。

操作系统会帮我们开启平坦模式，所以大家使用的一般都是保护模式的平坦模式分页模型。使用了平坦模型，上面的段寄存器不是说就丢掉了，因为要兼容。
兼容的办法就是将所有的段描述符列表里面的所有项，段基地址都修改成 0x00000000，段长度都修改成 0xFFFFFFFF，然后把 G 标志位 (段长度单位) 修改成 4kb。这样，所有的段基地址都是 0，段长度都是 4G (2^20^4kb) 了。
这样，就可以当作断寄存器不存在了，完全又分页模型来控制。但实际上这层段地址的运算还是存在的，因为要兼容。

对于虚拟地址，开头有个题目 6，可能有同学会不理解。两个应用程序的虚拟地址是一样的，那么 MMU 如果通过页表找到的物理地址不一样？因为按照上面二级页表的寻址规则，入参一样，出参应该也一样。
其实上面的图示里面，是已经发生缺页异常后的场景。因为发生了缺页异常，于是从磁盘里面加载了 4kb 放置到内存中，并把放置该 4kb 的内存地址写入到了页表中。
对于不同的应用程序，在发生缺页异常的时候，放置 4kb 的内存区块肯定是不一样的，这是操作系统来维护的，不需要我们担心。所以缺页异常后不同的应用即使虚拟地址相同，写入到页表中的物理地址也是不同的。
当然，这也有一个专业的名词，叫做页表管理。

还有为什么多级页表会节省空间，这个就自己画一下整理一下，就能理解了。

保护模式到底属于什么内存模型

i386，就是 32 位 CPU。我们把这种 CPU 叫做段式管理和页式管理混合模式。其实没啥新意，就通过平坦模式来进行区分。他们并没有过多的混合，更准确的说法，应该叫段页隔离模式。

0x03 内存文明时代 - 分页

前面说到 Inter 在弄一个酷睿处理器的时候，不仅高性能的酷睿处理器没弄好，还错失先机，让 AMD 弄出了 x86 兼容 64 位，即 x86-64。
32 位 CPU 能支持的最大内存就是 4G。当然通过 PAE 技术也能使用到 64G 的内存，但需要特别改造，后面的加餐会说。
在内存快速发展的时间点，64 位 CPU 可以搭配更大的地址总线，毕竟更大的内存谁会不喜欢呢。
这就来到了 Inter x86 架构的长模式。
在实模式的时候，只能使用分段模型的物理地址。在保护模式的时候，分段和分页模型可以并存，但是操作系统会修改成平坦模式，大多使用的都是分页模型。到了长模式，就只有分页模型了。
一方面只能使用分页模型，一方面 x86 的分段模型还要兼容。32 位平坦模式的兼容办法是把段基地址修改成 0x00000000，段长度修改成 0xFFFFFFFF。长模式的兼容办法是把段基地址和段长度都设置为无效位，避免了多余的运算。

因为整体的分页模型没有改变，所以对内存的操作上，大的方向没有改变。这里额外说明另外两个知识点，一个是线性地址，一个是 TLB。

线性地址 & 逻辑地址

虚拟地址是给应用程序看的，物理地址是给内存看的。从上面的兼容可以看到，段寄存器一直存在，那么虚拟地址还会经过分段模型走一遍，产生另一个地址 N。然后 N 被 MMU 硬解成物理地址。
这里的 N，就是线性地址 (有小彩蛋), 即分页模型下经过段寄存器处理过后的地址。
对于 32 位保护模式下的平坦模式，段基地址为 0，段长度为 4G，所以 N 等于虚拟地址，即段寄存器空运算了一次。
对于 64 位长模式，段基地址和段长度都是无效位，所以 N 等于虚拟地址，即段寄存器没有参与运算。
所以分页模型下，虚拟地址和线性地址是一样的值。
！！因为虚拟地址和线性地址是一样的，而我们一直都习惯叫虚拟地址，其实是先入为主了。
！！其实，虚拟地址和线性地址的定义刚好反过来。即程序里面看到的，其实是线性地址，经过分段模型后产生的 N，其实是虚拟地址。
！！更宽泛点来说，线性地址就是虚拟地址，虚拟地址就是线性地址。虚拟地址和线性地址相互是 alias，毕竟他们之间完全相等。但上面的分段模型运算就是他们之间的差异。

把同样的逻辑，搬到 16 位 CPU 实模式分段模型的场景，那时我们是通过 cs*16+ip 这种形式来确定物理地址的。cs 和 ip 寄存器的值。我们可以提前计算这个值，而最后也通过这个值进行物理内存地址寻址。
我们认为我们通过物理地址来寻址，其实我们用的是 cs 和 ip。这种通过段基地址左移加偏移的方式，即 base*16+offset，就是逻辑地址。逻辑地址不是计算后的值，而是指代 cs 和 ip 本身，是一对。
逻辑地址通过分段模型后，生成的值就是物理地址。
所以分段模型下，逻辑地址和物理地址虽然定义不一样，但实际上也可以说是一样的值。

TLB

TLB 高速缓存，和内存的 L0-2 三级缓存是一样的。也是硬件集成在 CPU 中。是对 MMU 页表运算的高速缓存。
TLB 的 L0 缓存，分为指令地址缓存和数据地址缓存。L1-2 级缓存，就是全地址缓存了。
基本和 CPU 对内存的 L0-2 高速缓存一模一样。脏数据也同样需要被标记和写回。
这一块就去看锁 - 共享数据安全指↑就可以了。

0x04 实模式、保护模式、长模式的开启

对于目前所有市场上的 Inter 的 CPU，不管 32 位还是 64 位，实模式都是一直存在的。在给 CPU 加电的时候，就是实模式。开启电脑后进入的 BIOS 系统，就是实模式。
保护模式和长模式都是需要主动开启的。这个操作系统帮我们做了。
其中，如果要开启长模式，必须要先开启保护模式。所以实模式、保护模式、长模式，每一次开机过程中，都会体验一次。这是操作系统都帮我们做了。

在开启保护模式和长模式之前，都需要配置全局段符号表，这个也是操作系统帮我们做了。
如果要开启保护模式的平坦模式和长模式，还需要配置成分页模式，这个也是操作系统帮我们做了，

0x05 加餐 - 文章开头的问题 3

问题 3:
16 位 CPU 是如何操作 1M 内存空间的 (2^16=64kb)？32 位 CPU 是如何操作 64G 内存空间的 (2^32=4G)？他们的原理一样吗？

答：
在 0x01 内存蛮荒时代 - 分段章节，已经说了 16 位 CPU 是如何操作 1M 内存空间的。主要依靠 20 根地址总线。所以这 1M 的内存空间，都是实打实的可以访问的。逻辑地址完全能定位所有内存地址。

32 位 CPU 的地址总线也是 32 根，但是对于特殊场景如大型研究院等，32 位 CPU 仅支持 4G 内存可能不够用。所以 Windows 系统自身做了特殊处理，以使得 32 位 CPU 也可能使用超过 4G 的内存。

微软的这个技术，叫 PAE。
其实和 16 位支持 1M 内存空间大同小异，也是扩展了地址总线。从 32 根扩展到了 36 根。最大寻址从 4G 扩展到了 64G。
但不再通过逻辑地址的分段模型，而是在分页模型的基础上调整页表实现的。

from wiki：

在保护模式开启平坦模式章节，我们说的二级页表中，有一个 CR3 寄存器。这里的 PAE 技术，就是将 CR3 寄存器本身不再存放页目录的地址，而是指向了页目录指针表。相当于向上又增加了一个维度（增加一级）。

所以对于 16 位 CPU 操作 1M 内存空间，和 32 位 CPU 操作 64G 内存空间，都需要扩展地址总线。因为不扩展地址总线，就无法表达更大的内存地址。
扩展了地址总线宽度后，16 位 CPU 基于分段模型给了解决方案。32 位 CPU 基于分页模型给了解决方案。