前言
大家好我是jiantaoyab，这是我所总结作为学习的笔记第21篇，在这里分享给大家，这篇文章讲虚拟内存和内存之间的页表和内存安全问题。
虚拟内存
前面的文章提到过，程序装载到内存的过程。可以知道，程序并不直接访问真实的物理内存。
内存需要被分成固定大小的页（Page），然后再通过虚拟内存地址（Virtual Address）到物理内存地址（Physical Address）的地址转换（Address Translation），才能到达实际存放数据的物理内存位置。
而我们的程序看到的内存地址，都是虚拟内存地址，程序里面的每一个进程，都有一个属于自己的虚拟内存地址空间。
页表
页表能够实现虚拟内存里面的页，到物理内存里面的页的一一映射。
页表把一个内存地址分为页号和偏移量，以一个32位的内存地址为例，
做地址转换的页表，只需要保留虚拟内存地址的页号和物理内存地址的页号之间的映射关系就可以了。同一个页里面的内存，在物理层面是连续的。以一个页的大小是 4K 比特（4KiB）为例，需要 20 位的高位放页号，12 位的低位放偏移量。
对于一个内存地址转换，可以分为三个步骤：
- 把虚拟内存地址，切分成页号和偏移量的组合；
- 从页表里面，查询出虚拟页号，对应的物理页号；
- 直接拿物理页号，加上前面的偏移量，就得到了物理内存地址
这会引入一个问题，每个进程都会有自己的虚拟内存地址空间，假设进程很多的话，就会占用大量的内存去放页表，所以并不是所有的页表都要存起来，只需要存放经常使用的页之间的映射就好。
多级页表
在程序运行的时候，内存地址从顶部往下，不断分配占用的栈的空间。而堆的空间，内存地址则是从底部往上，是不断分配占用的。
所以，在一个实际的程序进程里面，虚拟内存占用的地址空间，通常是两段连续的空间。而不是完全散落的随机的内存地址。
而多级页表，就特别适合这样的内存地址分布。
以一个 4 级的多级页表为例
一个进程会有一个 4 级页表。我们先通过 4 级页表索引，找到 4 级页表里面对应的条目（Entry）。这个条目里存放的是一张 3 级页表所在的位置。4 级页面里面的每一个条目，都对应着一张 3 级页表，所以我们可能有多张 3 级页表。
找到对应这张 3 级页表之后，我们用 3 级索引去找到对应的 3 级索引的条目。3 级索引的条目再会指向一个 2 级页表。同样的，2 级页表里我们可以用 2 级索引指向一个 1 级页表。
而最后一层的 1 级页表里面的条目，对应的数据内容就是物理页号了。在拿到了物理页号之后，我们同样可以用“页号 + 偏移量”的方式，来获取最终的物理内存地址。
我们可能有很多张 1 级页表、2 级页表，乃至 3 级页表。但是，因为实际的虚拟内存空间通常是连续的，我们很可能只需要很少的 2 级页表，甚至只需要 1 张 3 级页表就够了。
页表树
多级页表就像一个多叉树的数据结构，所以常常称它为页表树。
因为虚拟内存地址分布的连续性，树的第一层节点的指针，很多就是空的，也就不需要有对应的子树了。
所谓不需要子树，其实就是不需要对应的 2 级、3 级的页表。找到最终的物理页号，就好像通过一个特定的访问路径，走到树最底层的叶子节点
不过，多级页表虽然节约了我们的存储空间，却带来了时间上的开销，所以它其实是一个“以时间换空间”的策略。
原本我们进行一次地址转换，只需要访问一次内存就能找到物理页号，算出物理内存地址。但是，用了 4 级页表，我们就需要访问 4 次内存，才能找到物理页号了。
加速地址转换TLB
可以看出，地址转换非常的频繁，而CPU去访问内存是十分缓慢的，所以需要一种策略来解决这个性能问题。
程序所需要使用的指令，都顺序存放在虚拟内存里面。我们执行的指令，也是一条条顺序执行下去的。也就是说，我们对于指令地址的访问，空间局部性和时间局部性，而需要访问的数据也是一样的。我们连续执行了 5 条指令。因为内存地址都是连续的，所以这 5 条指令通常都在同一个“虚拟页”里。
因此，这连续 5 次的内存地址转换，其实都来自于同一个虚拟页号，转换的结果自然也就是同一个物理页号。
于是可以用TLB（地址变换高速缓冲），存放了之前已经进行过地址转换的查询结果。这样，当同样的虚拟地址需要进行地址转换的时候，我们可以直接在 TLB 里面查询结果，而不需要多次访问内存来完成一次转换。
TLB 分成指令的 TLB 和数据的 TLB，也就是ITLB和DTLB。同样的，我们也可以根据大小对它进行分级，变成 L1、L2 这样多层的 TLB。除此之外，还有一点和 CPU 里的高速缓存也是一样的，我们需要用脏标记这样的标记位，来实现“写回”这样缓存管理策略。
为了性能，整个内存转换过程也要由硬件来执行。在 CPU 芯片里面，封装了内存管理单元（MMU，Memory Management Unit）芯片，用来完成地址转换。和 TLB 的访问和交互，都是由这个 MMU 控制的。
内存保护
进程的程序也好，数据也好，都要存放在内存里面。实际程序指令的执行，也是通过程序计数器里面的地址，去读取内存内的内容，然后运行对应的指令，使用相应的数据。
然我们现代的操作系统和 CPU，已经做了各种权限的管控。正常情况下，我们已经通过虚拟内存地址和物理内存地址的区分，隔离了各个进程。
但是，无论是 CPU 这样的硬件，还是操作系统这样的软件，都太复杂了，难免还是会被黑客们找到各种各样的漏洞。所以需要内存保护。
可执行空间保护
对于一个进程使用的内存，只把其中的指令部分设置成可执行的，对于其他部分，比如数据部分，不给予“可执行”的权限。
因为无论是指令，还是数据，在CPU 看来，都是二进制的数据。我们直接把数据部分拿给 CPU，如果这些数据解码后，也能变成一条合理的指令，其实就是可执行的。
这个时候，黑客们想到了一些搞破坏的办法。在程序的数据区里，放入一些要执行的指令编码后的数据，然后找到一个办法，让 CPU 去把它们当成指令去加载，那 CPU 就能执行我们想要执行的指令了。
对于进程里内存空间的执行权限进行控制，可以使得 CPU 只能执行指令区域的代码。对于数据区域的内容，即使找到了其他漏洞想要加载成指令来执行，也会因为没有权限而被阻挡掉。
地址空间布局随机化
内存层面的安全保护核心策略，是在可能有漏洞的情况下进行安全预防。内存层面的漏洞还有其他的可能性。
原先我们一个进程的内存布局空间是固定的，所以任何第三方很容易就能知道指令在哪里，程序栈在哪里，数据在哪里，堆又在哪里。这个其实为想要搞破坏的人创造了很大的便利。而地址空间布局随机化这个机制，就是让这些区域的位置不再固定，在内存空间随机去分配这些进程里不同部分所在的内存空间地址，让破坏者猜不出来。猜不出来呢，自然就没法找到想要修改的内容的位置。如果只是随便做点修改，程序只会 crash 掉，而不会去执行计划之外的代码。
这样的“随机化”策略，一个大家都应该接触过的例子就是密码登陆功能。网站和 App 都会需要你设置用户名和密码，之后用来登陆自己的账号。然后，在服务器端，我们会把用户名和密码保存下来，在下一次用户登陆的时候，使用这个用户名和密码验证。
我们的密码当然不能明文存储在数据库里，不然就会有安全问题。如果明文存储在数据库里，意味着能拿到数据库访问权限的人，都能看到用户的明文密码。这个可能是因为安全漏洞导致被人拖库，而且网站的管理员也能直接看到所有的用户名和密码信息。
于是，大家会在数据库里存储密码的哈希值，比如用现在常用的 SHA256，生成一一个验证的密码哈希值。但是这个往往还是不够的。因为同样的密码，对应的哈希值都是相同的，大部分用户的密码又常常比较简单。于是，拖库成功的黑客可以通过彩虹表的方式，来推测出用户的密码。
这个时候，我们的“随机化策略”就可以用上了。我们可以在数据库里，给每一个用户名生成一个随机的、使用了各种特殊字符的盐值（Salt）。这样，我们的哈希值就不再是仅仅使用密码来生成的了，而是密码和盐值放在一起生成的对应的哈希值。哈希值的生成中，包括了一些类似于“乱码”的随机字符串，所以通过彩虹表碰撞来猜出密码的办法就用不了了。
