虚拟内存与地址转换

    虚拟内存无处不在：搞偏底层一点语言的同学可能经常碰到segment fault这类异常，这反映的是vm对物理地址进行保护;而使用java这样对内存使用挥金如土的语言的同学，又会碰到频繁swap的问题，这反映的是vm把物理内存当cache用，总之样样都有它的影子;本文主要讲虚拟内存如何把主存当做磁盘上地址空间的快取，以及虚拟内存上的地址到实际物理地址的转换

一.虚拟内存用作高速缓存

    以32位系统为例，那么虚拟地址空间是4G;从高速缓存的角度上讲，硬盘上的空间+内存条上的空间最大应可以增加到4G，假设每页大小是4KB，则该虚拟内存总共有1M个页面，于是我们可以得出下图的结构：

1.左边那个常驻内存的叫页表，总共有1M项，每项包含一个bit的valid位，和页面地址——指向内存的or指向硬盘的or此页尚未分配

2.右下边的图描述的是uncached状态的页面，页面储存在硬盘上

3.右上角的描述的是cache状态的页面，页面储存在内存上

1. 缓存命中：

   如上图所示，我们需要页面2（VP2），于是在页表中查找PTE2，发现其valid为1,缓存命中，根据页面地址在内存中定位到页面

2. 缓存miss：

   如上图所示，我们需要页面VP3， 于是在页表中查看PTE3, 发现其valid为0，于是要的页面在磁盘上躺着，为了彰显局部性，我们得把VP3整块的读取出来，这个过程叫page in，而内存只有那么大，为了给VP3腾地儿我们选择将VP4拷贝回硬盘，这叫swap out

一些误解：

1.书上说，虚拟内存是组织在硬盘上的一串连续的byte数组，因此硬盘空间小于4G系统将无法分配足够的虚拟内存

答：只要硬盘上的加上内存上的有4G即可，会有这种想法的同学主要是还没理解页表的功能，PTE保存的是指向内存or硬盘的地址，只要两者加起来够虚拟内存就可以了;书上那么说是从“把内存当做硬盘的cache”的角度出发的，硬盘上那4G并不是客观存在的，真正要使用虚拟地址时也是从页表上查找

二.虚拟-物理地址转换

高速缓存只是虚拟内存宏观上的一个功能，更细节一点的是地址转换：跑在OS上的应用程序都是使用的虚拟地址，而硬件只认物理地址，这就涉及到很复杂的逻辑了。

一级页表地址转换：

结构：假设虚拟地址32位，物理地址是31位（即内存条有2G）;把虚拟地址分成低12位（页面内部偏移VPO），高20位（页面编号VPN）;把物理地址分成低12位（页面内部偏移PPO），高19位（页面编号PPN）;页表总共有1M项，每个页表项（PTE）由1位valid和19位PPN组成

转换过程：

1. 处理器生成32位虚拟地址，并传送给MMU（cpu里面的内存管理单元）

2. MMU截取虚拟地址中20位的VPN，并据此从页表中获取PTE

3. MMU从PTE中获取19位的PPN，与12位VPO（PPO）拼接在一起得到最终的物理地址

在得到物理地址后，就能从cache体系中读取到虚拟地址存放的字了，请注意虚拟页面跟物理页面是相等的，因此VPO等于PPO

如图所示，这里的n=32,p=12，m=31

使用TLB加速地址转换:

在上文转换过程的第2步，MMU还要从主存中获取页表，为了加快速度，很多硬件厂商直接在MMU增加了一个针对页表的cache——translation lookaside buffer

tlb是相连度较高的的组相连高速缓存，其中每行只有一个元素，所以不存在偏移的说法（关于高速缓存请参阅http://blog.chinaunix.net/uid-26726125-id-4118381.html）

如图，我们将VPN分成两部分，低位TLBI用作组索引，高位TLBT作为tag位，通过这两部分到tlb高速缓存中获取PTE

多级页表地址转换：

    在上面的一级页表转换中，单个PTE大约3byte，总数量共有1M个，因此一个页表就占了3MB连续的地址空间，而且更恶心的是，这个页表你还不能把它放在比较低level的cache中，因为地址转换随时要用到它，慢谁也不能慢它。。。

    用多级页表就能解决这个问题，我们将上例中20位的VPN分为相等的两个部分VPN1和VPN2，VPN1用于在一级页表中查找PTE，VPN2用于在二级页表中查找，于是一级页表就只需要保存1K个PTE即可，相应的大小也不会超过4KB，很容易就塞进L1里面，而二级页表根据实际需要创建，最多创建1K个，每个也是保存1K个PTE;转换的时候，先根据VPN1在一级页表的找到对应的PTE，而这个PTE保存的是一个二级页表的地址，再用VPN2到这个二级页表中查找PTE，这个保存的就是物理页的地址了，再拼接上虚拟地址中的VPO，就能得到最终的物理地址

实战：端到端的地址翻译

说了这么多理论知识，我们来走个全流程：将一个虚拟地址转换成物理地址，并从cache中读取一个字（假设为1byte）

设虚拟地址为14位，页面大小64byte，物理地址12位，TLB是一个4行4组的组相连高速cache，L1是一个16组直接映射的高速cache

于是得出如下结构

页面大小64可得出VPO为6,而且PPO=VPO

tlb有4组，于是可得知TLBI占2位,进而剩下TLBT占6位

L1快取每组4字节，共16组，与之对应:物理地址的CO占2位，CI占4位,剩下的CT占6位

现在已知虚拟地址0x03d4，CPU需要读取在这个地址上的字

分拆虚拟地址查找物理地址

根据TLBI和TLBT到tbl缓存里查找，发现命中PTE，而且valid位为1,于是PPN为0D，进而完成虚拟-物理地址转换，得到物理地址0x354

分拆物理地址查找缓存

根据CI和CO到L1缓存里查找，发现命中，于是返回字0x36

上面需要注意的有两点，

1. 如果tlb未能命中，则需要从主存中的页表中获取PPN，速度会大打折扣，也就是我们常说的TLB miss
2. CI+CO恰好等于PPO这种情况，被很多CPU厂商加以利用，用做CPU并行读取：

• 由于L1的结构已知，可以先取VPO算出CI和CO，进而锁定cache中的候选字（还缺一个tag，不能算选中了）

• 同时并发的根据VPN获取PPN：从TLB中或者多级页表中，等于最后得到就是CT了（因为CT长度恰好等于PPN长度），CT与候选字的tag进行比较，发现相等，结束