二.影子页表 （Shadow page table） 影子页表我用一句话来描述就是：VMM把Guest和Host中的页表合并成一个页表，称为影子页表，来实现GVA->HPA映射。...4， 把GVA -> HPA，这一路的映射关系记录到页表中，这个页表就是影子页表。...虚拟机页表和影子页表通过一个哈希表建立关联（当然也有其他的关联方式），客户机操作系统把当前进程的页表基址载入PDBR时而VMM将会截获这一特权指令，将进程的影子页表基址载入客户机PDBR，使客户机在恢复运行时...硬件层面引入EPTP寄存器，来指向EPT页表基地址。Guest运行时，Guest页表被载入PDBR，而 EPT 页表被载入专门的EPT 页表指针寄存器 EPTP。...找到了页目录的HPA基地址，再通过GVA中的Directory offset段，就找到页表的VGA了，这个页表VGA再去EPT中进行GPA->HPA的转换，就找到页表VGA的HPA了。
一、配置内核 首先配置内核，使其支持导出内核页表到debugfs下面: Kernel hacking ---> ---> [*] Export kernel pagetable layout to...start] - [PCI I/O end]同上，专门用于PCI设备使用的地址空间，一般映射大小为16M [vmemmap start] - [vmemmap end]对与ARM64用于page映射区，linux...地址空间port属性说明 第一列 当前页表的映射范围地址 第二列 代表此映射范围大小 PMD PUD PTE 当标识为PMD PUD表示当前映射为block映射，如当前页表为4K,则pud的block映射一次性可映射...当标识为PTE表示为页表映射即PAGE_SIZE大小4K。 USR AP标记，用于标识当前范围是否在用户空间还是内核空间可读可写或者仅读。...x表述当前范围特权级别模式可执行，就是内核的可执行代码段，在内核中这段一般指向内核的text*段 SHD 表示可共享属性，在arm64上表述为多核之间可共享其页表可见 AF 访问标志，当首次映射页表时，
--==================== -- 收缩表段(shrink space) --==================== 一、表的增长方式 当表被创建后，随着记录的不断插入，组成表的区间会被填满...(删除)而减少 三、使用 alter table tbname shrink space 来收缩表段 1....实现前提条件 必须启用行记录转移(enable row movement) 仅仅适用于堆表,且位于自动段空间管理的表空间(堆表包括:标准表,分区表,物化视图容器,物化视图日志表...不能实现收缩的表 群集表 具有LONG类型列的表 LOB段(尽管表本身可以被缩小)，注，10gR2以后版本支持对LOB段的收缩 具有基于提交的物化视图的表...，同表段 六、批量收缩脚本 1.
通俗解释进程-科学家做蛋糕 科学家做蛋糕 然后女儿被蜜蜂蛰了 进程表–在内核 内存管理 经典 老式 管理方法： 基址寄存器（程序开始的地方） + 界限寄存器（程序长度） 空闲内存管理...每个页框有一个编号，即“页框号”（页框号=页帧号=内存块号=物理块号=物理页号），页框号从0开始 将进程的逻辑地址空间也分为与页框大小相等的一个个部分，每个部分称为一个“页”或“页面”。...操作系统以页框为单位为各个进程分配内存空间。进程的每个页面分别放入一个页框中。也就是说，进程的页面与内存的页框有一一对应的关系。 各个页面不必连续存放，可以放到不相邻的各个页框中。...重要的数据结构——页表 为了能知道进程的每个页面在内存中存放的位置，操作系统要为每个进程建立一张页表。...注：页表通常存在PCB中 一个进程对应一张页表 进程的每个页面对应一个页表项 每个页表项由“页号”和“块号”组成 页表记录进程页面和实际存放的内存块之间的映射关系
，如果只使用了一个页表，一个表项的大小为4byte，32位系统有4GB的物理空间（一个进程看到是4GB大小的虚拟空间），每一个表项对应着物理空间的第xxx页(4KB大小的页)，那么应该有4GB/4KB=...如果是二级页表，规则就会改变，让二级页表对应到物理内存上的4KB大小的页，一级页表此时变成映射为物理地址的4MB（这样子是无法定位到具体的页（4KB）的，所以二级页表再去找），这样先找到一级页表，一级页表再和二级页表进行结合...，二级页表相当于一级页表4MB分成了1024个（1KB个）4KB，找完后二级页表充当了offset的角色，此时定位到具体的4KB的页面，再用一级页表的offset一结合定位到具体物理地址。...这样一个进程浪费掉的空间是一级页表占用的:（4GB/4MB）*4byte=4KB，二级页表浪费掉的是1kb（1个一级页表占用这么多）*1kb（此时有1kb（4GB/4MB）个一级页表）=4MB，加起来是...4MB+4KB，比光用一级页表要多4KB，但是2级页表是可以不存在的，比如此时程序只用了%20的页，那么4MB就需要乘以%20，这样一下子就比只有一级页表时少了。
1、PGD: Page Global Directory Linux系统中每个进程对应用户空间的pgd是不一样的，但是linux内核 的pgd是一样的。...可以看出Linux系统中每个进程的页面目录的第二部分是相同的，所以从进程的角度来看，每个进程有4G字节的虚拟空间，较低的3G字节是自己的用户空间，最高的1G字节则为与所有进程以及内核共享的系统空间。...每个进程有它自己的PGD( Page Global Directory)，它是一个物理页，并包含一个pgd_t数组。...关键字： PTE: 页表项（page table entry） PGD(Page Global Directory) PUD(Page Upper Directory) PMD(Page Middle...每一个页表项指向一个页框，页框就是真正的物理内存页。
操作系统多级页表与快表--12 为了提高内存空间利用率，页应该小，但是页小了页表就大了... 页表会很大，页表放置就成了问题......第一种尝试，只存放用到的页 第二种尝试：多级页表，即页目录表（章）+页表（节） 多级页表提高了空间效率，但在时间上? TLB得以发挥作用的原因 为什么TLB条目数可以在64-1024之间?...就以Linux 0.11 每页4k进行计算，4G/4K=1M ,4G寻址空间，可以定位到1M的页数。...为了保证页表项连续，并且还要减少页表对内存的浪费，就必须采用多级页表的形式，但是多级页表时间上的不足，应该由什么来弥补呢？...正是因为程序访问存在局部性原理，所以程序执行时，通常在某个时间段内，只会频繁访问某几个页面号，那么因为TLB缓存了对应的页面号，所以命中率就会很高。
--==================================== -- 表段、索引段上的LOGGING与NOLOGGING --===============================...===== 在有些情况下，对于表段和索引段可以采用记录日志的模式，也可以使用不记录日志的模式。...本文介绍了在表段，索引段使用 LOGGING与NOLOGGING时产生redo的大小以及DIRECT INSERT APPEND 的使用方法。...一、表段，索引段上使用一般DDL，DML时，LOGGING与NOLOGGING情况 1.查看数据库的归档模式 有关设置日志归档模式的问题，请参考： Oracle 联机重做日志文件(ONLINE...Release 10.2.0.1.0 - Prod PL/SQL Release 10.2.0.1.0 - Production CORE 10.2.0.1.0 Production TNS for Linux
表空间是InnoDB存储引擎逻辑结构的最高层，所有的数据都存放在表空间中。默认，InnoDB存储引擎只有一个表空间ibdata1，即所有数据都存放在这个表空间内。...如果启用了innodb_file_per_table参数，每张表的表空间内存放的只是数据、索引和插入缓冲Bitmap页，其他数据，如undo log，插入缓冲索引页，系统事务信息，二次写缓冲等还是存放在原来的共享表空间内...常见的段有数据段，索引段，回滚段等。 数据段：B+树的叶节点。 索引段：B+树的非叶节点。 回滚段：即rollback segment，管理undo log segment。 3....区是由连续页组成的空间，区的大小固定为1M。默认，InnoDB存储引擎页的大小为16K，即一个区中有64个连续的页。...将Col2字段设为varchar（7000），保证一页最多存放2条记录。
我们通过WinDbg + 虚拟机可以进行双机调试.调试一下看下GDT表 我们知道,GDT表中.存储的是存储段信息. 保存了一系列的段和内存的属性. 但是微软并没有使用....我们可以通过ring3的段寄存器. 当作GDT表的下标.进行查表. 查询GDT表.....: 虚拟地址: 0040256f 段选择子: cs:1B 那么此时段选择字当下表.虚拟地址当作偏移.去查询GDT表 下图为选择子结构 段选择子结构: 首先先拆分选择子. 1B = 0000000000011...然后我们从中取出段首地址 加上我们的偏移 00000000 + 40256F = 0040256F(线性地址) 那么通过查询GDT表.那么可以找到线性地址. ...而我们GDT表,微软没有使用它来进行进程隔离. PS: 微软因为不使用GDT表进行进程隔离,所以段选择子都是一样的.基地址都是0,我们的虚拟地址就是线性地址.
，而页表管理是在虚拟内存管理中尤为重要，本文主要以回答几个页表管理中关键性问题来解析Linux内核页表管理，看一看页表管理中那些鲜为人知的秘密。...，内核选择杀死进程或者panic；通过页表给一段内存设置用户态不可访问， 这样可以做到用户态的用户进程不能访问内核地址空间的内容；而由于用户进程各有一套自己的页表，所以彼此看不到对方的地址空间，更别提访问...，造成每个进程都认为自己拥有所有虚拟内存的错觉；通过页表给一段内存设置只读属性，那么就不容许修改这段内存内容，从而保护了这段内存不被改写；对应用户进程地址空间映射的物理内存，内核可以很方便的进行页面迁移和页面交换...Linux内核为何使用多级页表？...2）Linux内核 填写页表，将页表基地址告诉mmu 内核初始化建立内核页表，实现缺页异常等机制为用户任务按需分配并映射页表。 当然，内核也可以遍历页表，如缺页异常时遍历进程页表。 10.
如果采用单层的段映射，内存中有一个段映射表，表中有4096个表项，每个表项的大小是4Byte，所以这个段映射表的大小是16KB，而且其位置必须与16KB边界对齐。...PGD）,其表项提供的不再是物理段地址，而是二级页表的基地址。...我们从ARM linux内核建立具体内存区间的页表映射过程中来看页表映射是如何实现的。...，注意ARM Linux中实现了两份页表，硬件页表的地址r0+2048。...linux内核最早基于x86体系结构设计的，所以linux内核关于页表的许多术语和设计都是针对x86体系的，而ARM Linux只能从软件架构上去跟随了，因此设计了两套页表。
而Linux有一个三层的页表结构，可以很容易地将其包装成适合两层的页表结构—只使用PGD和PTE。但是，Linux还要求每个页面有一个“PTE”表，而且至少要有一个“dirty”位。...因此，在这里稍微调整了实现—告诉Linux在第一级有2048个条目，每个都是8字节。二级页表包含两个连续排列的硬件PTE表项，前面的表项是包含Linux需要的状态信息的Linux PTE。...ARMv7页表属性的定义分为Linux版本的页表和ARMv7硬件的页表。 Linux版本的PTE页表属性定义加入前缀L_，如下所示： /* * "Linux" PTE definitions....通过对比Linux版本的页表和ARMv7硬件的页表会发现，ARMv7硬件的页表缺少“dirty”位和“young”位。...“young”位的模拟方法与“dirty”位类似，也是利用了两套PTE页表模拟，一套用于Linux，一套用于ARM硬件。 ARMv7页表如何下发到硬件？
前面已经分析了内核页表的准备工作以及内核低端内存页表的建立，接着回到init_mem_mapping()中，低端内存页表建立后紧随着还有一个函数early_ioremap_page_table_range_init...，是从页表缓冲空间中申请还是通过memblock算法申请页表内存。...，创建页表并使其指向被创建的页表。...为了避免前期可能对固定映射区已经分配了页表项，基于临时内核映射区间要求页表连续性的保证，所以在此重新申请连续的页表空间将原页表内容拷贝至此。...至此，内核页表建立完毕。
前面已经分析过了Intel的内存映射和linux的基本使用情况，已知head_32.S仅是建立临时页表，内核还是要建立内核页表，做到全面映射的。...建立内核页表前奏，了解两个很关键的变量： max_pfn：最大物理内存页面帧号； max_low_pfn：低端内存区（直接映射空间区的内存）的最大可用页帧号； max_pfn 的值来自setup_arch...Linux是一个支持多硬件平台的操作系统，各种硬件芯片的分页并非固定的2级（页全局目录和页表），仅仅Intel处理器而言，就存在3级的情况（页全局目录、页中间目录和页表），而到了64位系统的时候就成了4...所以Linux为了保持良好的兼容性和移植性，系统设计成了以下的4级分页模型，根据平台环境和配置的情况，通过将页上级目录和页中间目录的索引位设置为0，从而隐藏了页三级目录和页中间目录的存在。...此外还有一个准备操作，在setup_arch()函数中调用的页表缓冲区申请操作： early_alloc_pgt_buf()： 【file：/arch/x86/mm/init.c】 void __init
根据页号查询页表的方法：K号页对应的页表项存放位置=页表始址＋K*4要在所有的页表项都连续存放的基础上才能用这种方法找到页表项 需要专门给进程分配2^{10}=1024个连续的页框来存放它的页表 同时根据局部性原理可知...，很多时候，进程在一段时间内只需要访问某几个页面就可以正常运行了。...因此没有必要让整个页表都常驻内存。 问题一:页表必须连续存放，因此当页表很大时，需要占用很多个连续的页框。...个页表项，因此每1K个连续的页表项为一组，每组刚好占一个内存块，再讲各组离散地放到各个内存块中） 另外，要为离散分配的页表再建立一张页表，称为页目录表，或称外层页表，或称顶层页表 问题二:没有必要让整个页表常驻内存...，因为进程在一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面。
上篇文章我们说了，表空间的区概念，我们都知道mysql的数据是存放在页里，一个页有16kb，而表空间能存放64TB的数据，为了提高查询效率，表空间里又吧页分为多个区，64个页也就是大概1M为一个区，而256...个区为一组，每组的前几个页都是存储固定的结构数据。...独立表空间结构(1)之区---InnoDB表空间（二十七) 段（segment）的概念 为啥会突然出现区（extent）的概念呢？...这是因为我们现在介绍的区都是非常纯粹的，他都是完整的属于一个段，如果区的页内存没有用完，他的剩余页的内存也不可以存储其他段的数据。那么考虑到较小数据量存到区内页这种情况。...也就是在fragment中，不是所有的页都是为了存储同一个段的数据的，比如存了叶子节点段的数据，也可以存非叶子节点段的数据，不属于任何一个段，是只属于表空间结构管理的，他的策略是这样： 刚开始向表中插入数据
路由表用于决定数据包从哪个网口发出，其主要判断依据是目标IP地址 Linux路由表其实有2个主要概念：按顺序走路由策略,在路由策略对应的路由表中匹配规则 路由策略（rule） 路由表（table） ?...查看所有的路由策略,32766那个策略最有用,对应的main路由表也是默认展示的路由表 ip rule list 0: from all lookup local 32766: from...all lookup main 32767: from all lookup default 查看main路由表 ip route list table main default via 10.105.0.1...10.105.38.204 172.17.0.0/16 dev docker0 proto kernel scope link src 172.17.0.1 目标ip是10.105.0.0/18网段的走直连...eth0网卡 目标ip是172.17.0.0/16网段的走直连docker0网卡,因为我安装了docker default默认的需要走网关10.105.0.1
目录 前言 Intel四级页表 实操寻址 获取cr3 获取PGD 获取PUD 获取PMD 获取PTE 获取内容 最后 ---- 前言 Linux四级页表的作用主要就是地址映射, 将逻辑地址映射到物理地址...很多时候, 有些地方想不明白就可以查看实际物理地址进行分析. ---- Intel 四级页表 其实很多设计的根源或者说原因都来自于CPU的设计, OS很多时候都是辅助CPU....Linux的四级页表就是依据CPU的四级页表来设计的. 这里主要说的就是Intel x64页面大小为4KB的情况, 如图所示: ?...在Linux当中, 第一级页表称为PGD, 当然是有历史原因的, 可以自行google. 所以Linux的四级页表分别是PGD -> PUD -> PMD -> PTE. ?
从ffff000000000000到ffff7fffffffffff是一段针对物理地址的线性映射区，最大支持128TB的物理地址空间，这一段地址非常类似ARM32的low memory映射区。...我们看看这种情况下的页表，我们既可以用最终的【20:12】对应的PTE映射项，以4K为单位，进行虚拟地址到物理地址的映射；又可以以【29:21】对应的PMD映射项，以2M为单位，进行虚拟地址到物理地址的映射...ptdump.c和ptdump_debugfs.c 我们把它们全部选中，这样我们可以得到一个debugfs接口： /sys/kernel/debug/kernel_page_tables 来获知内核态页表的情况...如果我把这个kernel启动选项去掉，我得到的内核页表是完全不一样,线性映射区也全部是PTE映射： ?...牧春童鞋在“Linux阅码场”这里还有一些精彩的文章： 宋牧春：Linux设备树文件结构与解析深度分析(1) 宋牧春：Linux设备树文件结构与解析深度分析(2) 宋牧春：多图详解Linux内存分配器
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