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  • 虚拟地址到物理地址映射

    千次阅读 2018-03-07 19:17:54
    CPU通过地址来访问内存中的单元,地址有虚拟地址物理地址之分,如果CPU没有MMU(Memory Management Unit, 内存管理单元),或者有MMU但没有启用,CPU核在取指令或访问内存时发出的地址将直接传CPU芯片的外部地址...

    虚拟地址和物理地址
    =========================================

        CPU通过地址来访问内存中的单元,地址有虚拟地址和物理地址之分,如果CPU没有MMU(Memory Management Unit, 内存管理单元),或者有MMU但没有启用,CPU核在取指令或访问内存时发出的地址将
    直接传到CPU芯片的外部地址引脚上,直接被内存芯片(以下称为物理内存,以便与虚拟内存区分)接收,
    这称为物理地址(Physical Address, 以下简称PA),如下图所示:
    图1. 物理地址示意图



        如果CPU启用了MMU,CPU核发出的地址将被MMU截获,从CPU到MMU的地址称为虚拟地址(Virtual Address, 以下简称VA),而MMU将这个地址翻译成另一个地址发到CPU芯片的外部地址引脚上,也就是将
    虚拟地址映射成物理地址,如下图所示:
    图2. 虚拟地址示意图



        MMU将虚拟地址映射到物理地址是以页(Page)为单位的,对于32位CPU通常一页为4K。例如,虚拟地址 0xB7001000~0xB7001FFF是一个页,可能被MMU映射到物理地址0x2000~0x2FFF, 物理内存中的一个物理页面也称为一个页框(Page Frame)

        Datasheet中介绍各种寄存器时,所附带的地址就是物理地址。

        既然虚拟地址最终要转换为物理地址,那么为何还需要虚拟地址呢?
          虚拟地址提供了权限检查功能:比如我们设置虚拟地址和物理地址之间的映射关系时,可以设置某块地址是只读的,只写的,只有CPU处于管理模式时才能访问等。这些功能可以让系统的内核,用户程序的运行空间相互独立:用户程序即使出错,也无法破坏内核;用户程序A崩溃了,也无法影响到用户程序B。

     

    当开启分段分页机制时,典型的x86寻址过程为

     

                 

            内存寻址的工作是由Linux内核和MMU共同完成的,其中Linux内核负责cr3,gdtr等寄存器的设置,页表的维护,页面的管理,MMU则进行具体的映射工作。

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  • x86虚拟地址到物理地址映射学习

    千次阅读 2014-09-27 11:08:54
    第一步虚拟地址到线性地址,第二步线性地址从物理地址。 第一步段描述符表描述的段基址加上段偏移生成线性地址。 IA32中线性地址高10位为页目录索引,通过此找到页表,线性地址中间10位为页表项索引,通过...

    这里只谈分页管理的机制,也是目前最重要的内存管理机制。

    最初的设计想法:

    结构图如下:



    页的尺寸是4KB,虚拟地址的前20位用于指定一个物理页,后12位用于访问页内偏移。

    页表项的结构:


    各个位的含义:

    P--位0是存在(Present)标志,用于指明表项对地址转换是否有效。P=1表示有效;P=0表示无效。在页转换过程中,如果说涉及的页目录或页表的表项无效,则会导致一个异常。如果P=0,那么除表示表项无效外,其余位可供程序自由使用,如图4-18b所示。例如,操作系统可以使用这些位来保存已存储在磁盘上的页面的序号。

    R/W--位1是读/写(Read/Write)标志。如果等于1,表示页面可以被读、写或执行。如果为0,表示页面只读或可执行。当处理器运行在超级用户特权级(级别0、1或2)时,则R/W位不起作用。页目录项中的R/W位对其所映射的所有页面起作用。

    U/S--位2是用户/超级用户(User/Supervisor)标志。如果为1,那么运行在任何特权级上的程序都可以访问该页面。如果为0,那么页面只能被运行在超级用户特权级(0、1或2)上的程序访问。页目录项中的U/S位对其所映射的所有页面起作用。

    A--位5是已访问(Accessed)标志。当处理器访问页表项映射的页面时,页表表项的这个标志就会被置为1。当处理器访问页目录表项映射的任何页面时,页目录表项的这个标志就会被置为1。处理器只负责设置该标志,操作系统可通过定期地复位该标志来统计页面的使用情况。

    D--位6是页面已被修改(Dirty)标志。当处理器对一个页面执行写操作时,就会设置对应页表表项的D标志。处理器并不会修改页目录项中的D标志。

    AVL--该字段保留专供程序使用。处理器不会修改这几位,以后的升级处理器也不会。


    由于页表占用内存空间太大(1M个元素*4B大小=4MB,也可以这么看:每个进程的虚拟地址空间=4G,页面大小=4K,所以共有1M个页,需要1M个页表项,又因为每个页表项=4B,所以页表大小=4M),为了减少内存占用量,因此设计了层次化的分页结构:页目录表+页表。


    层次化的设计想法:

    因为4GB的虚拟内存共有1M=220=1048576个4K大小的页面。

    我们将这些页面分成210=1024份,即从页表1到页表1024,由页目录表管理;

    每一份(每一页表)有210=1024个页,由每一个页表管理,页在页表中是随机的,哪个页位于哪个页表中是没有规律的;

    结构图如下:



    每个任务都有这样的层次化的分页结构,即每个任务都有自己的页目录表和页表。

    从硬件角度来分析:

    在处理器中有个控制寄存器CR3,存放着当前任务页目录的物理地址,故又叫做页目录基址寄存器(Page Directory Base Register,PDBR),每个任务都存放了自己的页目录物理地址,当任务切换时,处理器切换到新任务开始执行,更新CR3寄存器的内容,以指向新任务的页目录位置;

    相应的,页目录又指向了一个个的页表,每个页表又根据任务的页表项指向了相应的页。其中注意的是,页目录和页表也是普通的页,混迹于全部的物理页中,它们和普通页的不同之处仅仅在于功能不一样,当任务撤销之后, 它们和任务所占用的普通页一样会被回收, 并分配给其他任务(如下图所示)。


    下面内容转自《分页机制》,写的很清楚。


    地址变换的具体过程

    对于Intel处理器来说, 有关分页, 最简单和最基本的机制就是这些; CR3寄存器给出了页目录的物理地址; 页目录给出了所有页表的物理地址, 而每个页表给出了它所包含的页的物理地址. 好了, 该清楚的都清楚了, 唯一还不明白的, 应该是如何用这种层次性的分页结构把线性地址转换成物理地址? 这里举个例子, 某任务加载后, 在4GB虚拟地址空间创建了一个段, 起始地址为0x00800000, 段界限为0x5000, 字节粒度. 当前任务执行时, 段寄存器DS指向该段. 又假设执行了下面一条指令

    1. mov edx, [0x1050]  
    此时, 段部件会输出线性地址0x00801050. 在没有开启分页机制时, 这就是要访问的物理地址. 但现在开启了分页机制, 所以这是一个下虚拟地址, 要经过页部件转换, 才能得到物理地址.

    如下图所示, 处理器的页部件专门负责线性地址到物理地址的转换工作. 它首先将段部件送来的32位线性地址分为3段, 分别是高10位, 中间10位, 低12位. 高10位是页目录的索引, 中间10位是页表的索引, 低12位则作为页内偏移量来用.


    当前任务页目录的物理地址在处理器的CR3寄存器中, 假设它的内容为0x00005000. 段管理部件输出的线性地址是0x00801050, 其二进制的形式如图中给出. 高10位是十六进制的0x002, 它是页目录表内的索引,处理器将它乘以4(因为每个目录项4字节), 作为偏移量访问页目录. 最终处理器从物理地址00005008处取得页表的物理地址0x08001000.

    线性地址的中间10位为0x001, 处理器用它作为页表索引取得页的物理地址. 将该值乘以4, 作为偏移量访问页表. 最终, 处理器又从物理地址08001004处取得页的物理地址, 这就是我们一直努力寻找的那个页.

    页的物理地址是0x0000c000, 而线性地址的低12位是数据所在的页内偏移量. 故处理器将它们相加, 得到物理地址0x0000C050, 这就是线性地址0x00801050所对应的物理地址, 要访问的数据就在这里.

    注意, 这种变换不是无缘无故的, 而是事先安排好的. 当任务加载时, 操作系统先创建虚拟的段, 并根据段地址的高20位决定它要用到哪些页目录项和页表项. 然后, 寻找空闲的页, 将原本应该写入段中的数据写到一个或者多个页中, 并将页的物理地址填写到相对应的页表项中. 只有这样做了, 当程序运行的时候, 才能以相反的顺序进行地址变换, 并找到正确的数据.


    页目录项, 页表项, CR3和打开分页

    页目录项和页表项

    页目录和页表中分别存放为页目录项和页表项, 它们的格式如下:

    可以看出, 在页目录和页表中, 只保存了页表或者页物理地址的高20位. 原因很简单, 页表或者页的物理地址, 都要求必须是4KB对齐的, 以便于放在一个页内, 故其低12位全是0. 在这种情况下, 可以只关心其高20位, 低12位安排其他用途.

    • P 是存在位, 为1时, 表示页表或者页位于内存中. 否则, 表示页表或者页不在内存中, 必须先予以创建, 或者从磁盘调入内存后方可使用.
    • RW 是读/写位. 为0时表示这样的页只能读取, 为1时可读可写
    • US 是用户/管理位. 为1时, 允许所有特权级别的程序访问; 为0时, 只允许特权级别为0, 1和2的程序访问.
    • PWT(Page-level Write-Through) 是页级通写位, 和高速缓存有关. "通写"是处理器高速缓存的一种工作方式, 这一位用来间接决定是否采用此种方式来改善页面的访问效率.
    • PCD(Page-level Cache Disable)是页级高速缓存禁止位, 用来间接决定该表项所指向的那个页是否使用高速缓存策略.
    • A 是访问位. 该位由处理器固件设置, 用来指示此表项所指向的页是否被访问过.
    • D(Dirty) 是脏位. 该位由处理器固件设置, 用来指示此表项所指向的页是否写过数据
    • PAT(Page Attribute Table) 页属性表支持位. 此位涉及更复杂的分页系统, 和页高速缓存有关, 可以不予理会, 在普通的4KB分页机制中, 处理器建议将其置0.
    • G 是全局位. 用来指示该表项所指向的页是否为全局性质的. 如果页是全局的, 那么, 它将在高速缓存中一直保存(也就意味着地址转换速度会很快). 因为页高速缓存容量有限, 只能存放频繁使用的那些表项. 而且, 当因任务切换等原因改变CR3寄存器的内容时, 整个页高速缓存的内容都会被刷新.
    • AVL位卑处理器忽略, 软件可以使用.

    CR3(PDBR)和开分页机制

    控制寄存器CR3, 也就是页目录表基地址寄存器PDBR, 该寄存器如上图所示. 

    由于页目录表必须位于一个自然页内(4KB对齐), 故其物理地址的低12位是全0. 低12位除了PCD和PWT外, 都没有使用. 这两位用于控制页目录的高速缓存特性, 参见上面解释.

    控制寄存器CR0的最高位PG位, 用于开启分页或者关闭页功能. 当该位清0时, 页功能关闭, 从段部件来的线性地址就是物理地址. 当它置位时, 页功能开启. 只能在保护模式下才能开启分页功能, 当PE位清0时(实模式), 设置PG位将导致处理器产生一个异常中断.



    不存在的页表:

    使用二级表结构,并没有解决需要使用4MB内存来存放页表的问题。实际上,我们把问题搞得有些复杂了。因为我们需要另增一个页面来存放目录表。然而,二级表结构允许页表被分散在内存各个页面中,而不需要保存在连续的4MB内存块中。另外,并不需要为不存在的或线性地址空间未使用部分分配二级页表。虽然目录表页面必须总是存在于物理内存中,但是二级页表可以在需要时再分配。这使得页表结构的大小对应于实际使用的线性地址空间大小。

    页目录表中每个表项也有一个存在(present)属性,类似于页表中的表项。页目录表项中的存在属性指明对应的二级页表是否存在。如果目录表项指明对应的二级页表存在,那么通过访问二级表,表查找过程第2步将同如上描述继续下去。如果存在位表明对应的二级表不存在,那么处理器就会产生一个异常来通知操作系统。页目录表项中的存在属性使得操作系统可以根据实际使用的线性地址范围来分配二级页表页面。

    目录表项中的存在位还可以用于在虚拟内存中存放二级页表。这意味着在任何时候只有部分二级页表需要存放在物理内存中,而其余的可保存在磁盘上。处于物理内存中页表对应的页目录项将被标注为存在,以表明可用它们进行分页转换。处于磁盘上的页表对应的页目录项将被标注为不存在。由于二级页表不存在而引发的异常会通知操作系统把缺少的页表从磁盘上加载进物理内存。把页表存储在虚拟内存中减少了保存分页转换表所需要的物理内存量。


    总结:给定虚拟地址,怎么找到它对应的物理地址?分两步!

    第一步从虚拟地址到线性地址,第二步从线性地址从物理地址。
    第一步从段描述符表描述的段基址加上段偏移生成线性地址。
    IA32中线性地址高10位为页目录索引,通过此找到页表,线性地址中间10位为页表项索引,通过前面找到的页表加上这个索引,找到页表项。页表项指示着页框号,页框号加上线性地址低12位(页内偏移)就生成了物理地址。





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  • IP地址映射绑定MAC地址

    千次阅读 2018-06-24 20:50:32
    1、局域网之间通过查询对方IP地址可以将对方Mac地址映射到主机的APR缓冲表中。将主机IP地址映射到Mac上 首先通过 net view 查询共享的的局域网主机第二:随便选取一个计算机名,强制使用ipv4得到IP地址,ping同之后...

    1、局域网之间通过查询对方IP地址可以将对方Mac地址映射到主机的APR缓冲表中。将主机IP地址映射到Mac上

       首先通过 net view 查询共享的的局域网主机

    第二:随便选取一个计算机名,强制使用ipv4得到IP地址,ping同之后ARP缓冲表中更新了ARP表,添加了当前的IP地址和对应的Mac

    第三 获取主机的APR缓冲表

    第四、将得到的Mac地址和自己主机IP地址进行映射

    这样就成功的将自己的IP地址映射到局域网中的其他主机的Mac上。常见的蹭网形式。但是校园网存在账户设置不行。应为IP地址和Mac地址是绑定的,不然学校怎们收费啦。

     

    垂緌饮清露,流响出疏桐。居高声自远,非是藉秋风。
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  • 虚拟地址空间映射到物理地址空间

    千次阅读 2017-06-19 10:14:46
    虚拟地址空间映射到物理地址空间参考如下  当处理器读或写入内存位置时,它会使用虚拟地址。作为读或写操作的一部分,处理器将虚拟地址转换为物理地址。通过虚拟地址访问内存有以下优势:  程序可以使用一系列...
    虚拟地址空间映射到物理地址空间参考如下
    

      当处理器读或写入内存位置时,它会使用虚拟地址。作为读或写操作的一部分,处理器将虚拟地址转换为物理地址。通过虚拟地址访问内存有以下优势:

      程序可以使用一系列相邻的虚拟地址来访问物理内存中不相邻的大内存缓冲区。

      程序可以使用一系列虚拟地址来访问大于可用物理内存的内存缓冲区。当物理内存的供应量变小时,内存管理器会将物理内存页(通常大小为 4 KB)保存到磁盘文件。数据或代码页会根据需要在物理内存与磁盘之间移动。

      不同进程使用的虚拟地址彼此隔离。一个进程中的代码无法更改正在由另一进程或操作系统使用的物理内存。

      进程可用的虚拟地址范围称为该进程的“虚拟地址空间”。每个用户模式进程都有其各自的专用虚拟地址空间。 对于 32 位进程,虚拟地址空间通常为 2 GB,范围从 0x00000000 至 0x7FFFFFFF。对于 64 位进程,虚拟地址空间为 8 TB,范围从 0x000'00000000 至 0x7FF'FFFFFFFF。一系列虚拟地址有时称为一系列“虚拟内存”。

      此图说明了虚拟地址空间的一些重要功能。

    图:两个进程的虚拟地址空间

      该图显示了两个 64 位进程的虚拟地址空间:Notepad.exe 和 MyApp.exe。每个进程都有其各自的虚拟地址空间,范围从 0x000'0000000 至 0x7FF'FFFFFFFF。每个阴影框都表示虚拟内存或物理内存的一个页面(大小为 4 KB)。注意,Notepad 进程使用从 0x7F7'93950000 开始的虚拟地址的三个相邻页面。但虚拟地址的这三个相邻页面会映射到物理内存中的非相邻页面。而且还注意,两个进程都使用从 0x7F7'93950000 开始的虚拟内存页面,但这些虚拟页面都映射到物理内存的不同页面。

      用户空间和系统空间

      诸如 Notepad.exe 和 MyApp.exe 的进程在用户模式下运行。核心操作系统组件和多个驱动程序在更有特权的内核模式下运行。有关处理器模式的详细信息,请参阅用户模式和内核模式。每个用户模式进程都有其各自的专用虚拟地址空间,但在内核模式下运行的所有代码都共享称为“系统空间”的单个虚拟地址空间。当前用户模式进程的虚拟地址空间称为“用户空间”。

      在 32 位 Windows 中,可用的虚拟地址空间共计为 2^32 字节(4 GB)。通常较下的 2 GB 用于用户空间,较上的 2 GB 用于系统空间。

    图:系统空间
     

      在 32 位 Windows 中,你可以指定(在启动时)超过 2 GB 用于用户空间。结果是系统空间可用的虚拟地址更少。可以将用户空间的大小增至 3 GB,在这种情形下系统空间仅有 1 GB。若要增大用户空间的大小,请使用 BCDEdit /set increaseuserva。

      在 64 位 Windows 中,虚拟地址空间的理论大小为 2^64 字节(16 百亿亿字节),但实际上仅使用 16 百亿亿字节范围的一小部分。范围从 0x000'00000000 至 0x7FF'FFFFFFFF 的 8 TB 用于用户空间,范围从 0xFFFF0800'00000000 至 0xFFFFFFFF'FFFFFFFF 的 248 TB 的部分用于系统空间。

    图:页面缓冲池和非页面缓冲池

      用户模式下运行的代码可以访问用户空间,但不能访问系统空间。此限制可防止用户模式代码读或更改受保护的操作系统数据结构。内核模式下运行的代码既可以访问用户空间,也可以访问系统空间。即,在内核模式下运行的代码可以访问系统空间和当前用户模式进程的虚拟地址空间。

      在内核模式下运行的驱动程序必须在直接从用户空间地址中读取或写入这些地址时非常小心。此方案说明了原因。

      用户模式程序发起从设备读取某些数据的请求。程序提供缓冲区的起始地址以接收数据。

      在内核模式下运行的设备驱动程序例程启动读取操作并将控制权返回到其调用程序。

      然后,设备中断了当前运行的任何线程以显示读取操作完成。 中断由在此任意线程上运行的内核模式驱动程序例程进行处理,该例程属于任意进程。

      此时,驱动程序不得将数据写入用户模式程序在步骤 1 中提供的开始地址。此地址位于发起请求的进程的虚拟地址空间,该进程可能很大程度上不同于当前进程。

      虚拟地址(Virtual Address Space)

      Win32通过一个两层的表结构来实现地址映射,因为每个进程都拥有私有的4G的虚拟内存空间,相应的,每个进程都有自己的层次表结构来实现其地址映射。

      第一层称为页目录,实际就是一个内存页,Win32的内存页有4KB大小,这个内存页以4个字节分为1024项,每一项称为“页目录项”(PDE);

      第二层称为页表,这一层共有1024个页表,页表结构与页目录相似,每个页表也都是一个内存页,这个内存页以4KB的大小被分为1024项,页表的每一项被称为页表项(PTE),易知共有1024×1024个页表项。每一个页表项对应一个物理内存中的某一个“内存页”,即共有1024×1024个物理内存页,每个物理内存页为4KB,这样就可以索引到4G大小的虚拟物理内存。

      如下图所示(注下图中的页目录项的大小应该是4个字节,而不是4kB):

      Win32提供了4GB大小的虚拟地址空间。因此每个虚拟地址都是一个32位的整数值,也就是我们平时所说的指针,即指针的大小为4B。它由三部分组成,如下图:

      这三个部分的第一部分,即前10位为页目录下标,用来寻址页目录项,页目录项刚好1024个。找到页目录项后,找对页目录项对应的的页表。第二部分则是用来在页表内寻址,用来找到页表项,共有1024个页表项,通过页表项找到物理内存页。第三部分用来在物理内存页中找到对应的字节,一个页的大小是4KB,12位刚好可以满足寻址要求。

      具体的例子:

      假设一个线程正在访问一个指针(Win32的指针指的就是虚拟地址)指向的数据,此指针指为0x2A8E317F,下图表示了这一个过程:

      0x2A8E317F的二进制写法为0010101010_0011100011_000101111111,为了方便我们把它分为三个部分。

      首先按照0010101010寻址,找到页目录项。因为一个页目录项为4KB,那么先将0010101010左移两位,001010101000(0x2A8),用此下标找到页目录项,然后根据此页目录项定位到下一层的某个页表。

      然后按照0011100011寻址,在上一步找到页表中寻找页表项。寻址方法与上述方法类似。找到页表项后,就可以找到对应的物理内存页。

      最后按照000101111111寻址,寻找页内偏移。

      上面的假设的是此数据已在物理内存中,其实判断访问的数据是否在内存中也是在地址映射过程中完成的。Win32系统总是假设数据已在物理内存中,并进行地址映射。页表项中有一位标志位,用来标识包含此数据的页是否在物理内存中,如果在的话,就直接做地址映射,否则,抛出缺页中断,此时页表项也可标识包含此数据的页是否在调页文件中(外存),如果不在则访问违例,程序将会退出,如果在,页表项会查出此数据页在哪个调页文件中,然后将此数据页调入物理内存,再继续进行地址映射。为了实现每个进程拥有私有4G的虚拟地址空间,也就是说每个进程都拥有自己的页目录和页表结构,对不同进程而言,即使是相同的指针(虚拟地址)被不同的进程映射到的物理地址也是不同的,这也意味着在进程之间传递指针是没有意义的。

    转自http://www.xuexila.com/diannao/wangluo/jichu/604386.html
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  • http://blog.sina.com.cn/s/blog_3f0f794c0100ip2o.html
  • 为了支持IP 多播,以太网的大佬们已经为 Ethernet和Fiber Distributed Data Interface (FDDI)的MAC地址保留了一个多播地址区间:01-00-5E-00-00-00  01...为了映射一个IP 多播地址到MAC层的多播地址IP多播地址的底
  • IP地址 概念  IP地址,英文名为IP Address,是internet protocol address的缩写,译为互联网协议地址,又译为网际协议地址。它是IP协议(internet protocol )提供的一种统一的地址格式,分配给使用IP协议的设备...
  • IP地址和MAC地址工作方式

    千次阅读 2017-07-23 21:55:00
    MAC地址表是二层设备中存储“MAC地址”和“转发端口”映射关系的表,并不直接存储IP地址。“路由器根据MAC地址来选择路由进行数据发送”,对于三层设备的三层端口来说,通常是基于报文目的IP地址,对照自身的路由表...
  • 计算机网络中MAC地址与IP地址

    万次阅读 多人点赞 2018-08-13 21:51:40
    1、IP地址物理地址(mac或硬件地址)的区别: 物理地址是数据链路层和物理层使用的地址;IP地址是网络层及其以上层使用的地址。 2、数据在网络中的传输: (1)连接在通信链路中的设备(主机或路由器)在收到...
  • IP和mac地址映射关系(想找好久了)

    千次阅读 2015-11-29 16:07:47
    这两天看TCP/IP方面的资料,明白了点IP地址...1、ARP映射IP地址和MAC地址的过程 图1-1是TCP/IP协议族的分层结构,数据包经常通过以太网发送,在发送数据包的过程中先封装IP的帧头信息然后再封装链路层的MAC地址,最后
  • 将本地图片映射到页面访问地址

    千次阅读 2018-10-30 16:35:59
    1.application.properties中配置本地图片存储物理地址 #图片上传存储路径 imagesPath=file:/D:/voice/picture/ 2.本地文件映射配置 import org.apache.log4j.spi.LoggerFactory; import org.springframework....
  • DockerIP映射

    2020-02-22 00:52:31
    因为在 Docker 容器中的本地 E 地址只是容器的 IP ,并 不是宿主的 E 。 所以在使用 Docker 部署应用时,必须将上面的配置更改成宿主服务器的 IP docker0最后的2改成1 ...
  • IP地址与MAC地址的区别与特点

    千次阅读 2018-06-13 20:46:52
    IP地址与MAC地址的区别与特点  一、IP地址    对于IP地址,相信大家都很熟悉,即指使用TCP/IP协议指定给主机的32位地址。IP地址由用点分隔开的4个8八位组构成,如192.168.0.1就是一个IP地址,这种写法叫点分十...

空空如也

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从ip地址到物理地址的映射