芯耀
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1. ?概述
程序通常運(yùn)行在虛擬內(nèi)存空間，虛擬內(nèi)存的大小由處理器位數(shù)決定。對(duì)于32位處理器，其地址范圍是0~0xFFFF_FFFF，即4GB；對(duì)于64位處理器，其地址范圍是0~0xFFFF_FFFF_FFFF_FFFF，這個(gè)范圍就是程序能夠產(chǎn)生的地址范圍，其中的某個(gè)地址就稱為虛擬地址。
和虛擬內(nèi)存（virtual memory）相對(duì)應(yīng)的是物理內(nèi)存（physical memort），物理內(nèi)存是現(xiàn)實(shí)世界中直接使用的存儲(chǔ)器，其中的某個(gè)地址就是物理地址。物理內(nèi)存的大小不能超過處理器最大可以尋址的空間。例如，32位處理器的物理內(nèi)存（一般簡(jiǎn)稱為內(nèi)存）可以是256MB，即PM的范圍是0~0xFFF_FFFF，也可以將物理內(nèi)存增加到4GB，此時(shí)虛擬內(nèi)存和物理內(nèi)存的地址空間大小是相同的。
使用了虛擬地址，則處理器輸出的地址就是虛擬地址，這個(gè)地址不會(huì)直接送到物理存儲(chǔ)器中，而要先進(jìn)行地址轉(zhuǎn)換。負(fù)責(zé)地址轉(zhuǎn)換的部件稱為內(nèi)存管理單元(Memory Manage Unit, MMU)，如下圖。
使用虛擬存儲(chǔ)器的系統(tǒng)
使用虛擬存儲(chǔ)器不僅便于程序在處理器中運(yùn)行，還給程序編寫帶來好處。在直接使用物理存儲(chǔ)器的處理器中，如果要同時(shí)運(yùn)行多個(gè)程序，需要為每個(gè)程序都分配一塊地址空間，每個(gè)程序都需要在這個(gè)地址空間內(nèi)運(yùn)行，這樣極大地限制了程序的編寫，而且不能使處理器隨便地運(yùn)行程序。
通過操作系統(tǒng)動(dòng)態(tài)地將每個(gè)程序的虛擬地址轉(zhuǎn)化為物理地址，還可以實(shí)現(xiàn)程序的保護(hù)。即使兩個(gè)程序使用了同一個(gè)虛擬地址，它們也會(huì)對(duì)應(yīng)到不同的物理地址，因此可以保證每個(gè)程序的內(nèi)容不會(huì)被其他程序隨便改寫。通過這種方式，還可以實(shí)現(xiàn)程序間的共享，例如操作系統(tǒng)內(nèi)核提供了打印(printf)函數(shù)，第一個(gè)程序在地址A使用了printf，第二個(gè)程序在地址B使用了printf，操作系統(tǒng)在地址轉(zhuǎn)換的時(shí)候，會(huì)將地址A和B轉(zhuǎn)換為同樣的物理地址，這個(gè)物理地址就是printf函數(shù)在物理存儲(chǔ)器中的實(shí)際地址，這樣就實(shí)現(xiàn)了程序的共享。雖然兩個(gè)程序都用了printf，但沒必要使printf占用物理內(nèi)存的兩個(gè)地方，因此，使用虛擬存儲(chǔ)器不僅可以降低物理存儲(chǔ)器的容量需求，還可以帶來另外的好處：保護(hù)(protect)和共享(share)。
一個(gè)處理器要支持現(xiàn)代的操作系統(tǒng)，就必須支持虛擬存儲(chǔ)器，它是操作系統(tǒng)里非常重要的內(nèi)容。
2. ?地址轉(zhuǎn)換
目前最通用的虛擬內(nèi)存是基于分頁(page)的虛擬存儲(chǔ)器。虛擬地址空間以頁為單位劃分，典型的頁大小為4KB，相應(yīng)的物理地址也進(jìn)行同樣大小的劃分。由于歷史原因，物理地址空間中不叫做頁，而稱為frame，它和頁的大小必須相等。當(dāng)程序開始運(yùn)行時(shí)，會(huì)將當(dāng)前需要的部分內(nèi)容從硬盤中搬移到物理內(nèi)存中，每次搬移的單位就是一個(gè)頁的大小。由于只有在需要時(shí)才將一個(gè)頁的內(nèi)容放到物理內(nèi)存中，這種方式就稱為demand page，它使處理器可以運(yùn)行比物理內(nèi)存更大的程序。
對(duì)于一個(gè)虛擬地址，VA[11:0]表示頁內(nèi)的位置，稱為page offset，VA剩余的部分用來表示哪個(gè)頁，也稱為VPN(Virtual Page Number)。相應(yīng)的，物理地址的PA[11:0]表示frame內(nèi)的位置，稱為frame offset，而PA剩余的部分表示哪個(gè)frame，稱為PFN(Physical Frame Number)。由于頁和frame的大小一樣，所以VA到PA的轉(zhuǎn)換實(shí)際上就是VPN到PFN的轉(zhuǎn)換，offset不需要變化。
2.1 ?單級(jí)頁表
在使用虛擬內(nèi)存的系統(tǒng)中，都是用一張表來存儲(chǔ)虛擬地址到物理地址（實(shí)際上是VPN到PFN）的對(duì)應(yīng)關(guān)系，這個(gè)表稱為頁表(Page Table，PT)，也稱為轉(zhuǎn)換表（translation table）。這個(gè)表一般放在物理內(nèi)存中，使用虛擬地址來尋址，表格中被尋址到的內(nèi)容就是該虛擬地址對(duì)應(yīng)的物理地址。每個(gè)程序都有自己的頁表，為了指示程序的頁表在物理內(nèi)存中的位置，處理器中一般會(huì)有一個(gè)頁表寄存器(Page Table Register，PTR)，用來存放當(dāng)前運(yùn)行程序的頁表在物理內(nèi)存中的起始地址。每次操作系統(tǒng)將一個(gè)程序調(diào)入物理內(nèi)存中執(zhí)行時(shí)，會(huì)將寄存器PTR設(shè)置好。當(dāng)然，這種機(jī)制可以工作的前提是頁表位于物理內(nèi)存中一片連續(xù)的地址空間內(nèi)。
下圖表示如何使用PTR從物理內(nèi)存中定位到一個(gè)頁表，并使用虛擬地址來尋址頁表，從而找到對(duì)應(yīng)的物理地址。其實(shí)，使用PTR和虛擬地址來尋址，相當(dāng)于用它們兩個(gè)共同組成一個(gè)地址，來尋址物理內(nèi)存。
圖中每個(gè)頁的大小是4K，使用PTR和虛擬地址共同來尋址，找到對(duì)應(yīng)的表項(xiàng)(entry)，當(dāng)表項(xiàng)對(duì)應(yīng)的valid為1時(shí)，表示這個(gè)虛擬地址所在的4KB空間已經(jīng)被OS映射到物理內(nèi)存中，可以直接從物理內(nèi)存中找到這個(gè)虛擬地址對(duì)應(yīng)的數(shù)據(jù)。這時(shí)訪問當(dāng)前頁內(nèi)任意的地址，就是訪問物理內(nèi)存中被映射的那個(gè)4KB的空間了。如果被尋址的表項(xiàng)的valid是0，表示這個(gè)虛擬地址對(duì)應(yīng)的4KB空間還沒有被操作系統(tǒng)映射到物理內(nèi)存，此時(shí)就產(chǎn)生Page Fault類型的異常，需要操作系統(tǒng)從更下一級(jí)的存儲(chǔ)器(例如硬盤或閃存)將這個(gè)頁對(duì)應(yīng)的4KB內(nèi)容搬移到物理內(nèi)存。
通過頁表進(jìn)行地址轉(zhuǎn)換
圖中使用了32位的虛擬地址，頁表在物理內(nèi)存中的起始地址用PTR來指示。虛擬地址的尋址空間是2^32字節(jié)，即4GB；物理地址的尋址空間是2^30字節(jié)，即1GB。在頁表中的一個(gè)表項(xiàng)(entry)能夠映射4KB的大小，為了能映射整個(gè)4GB的空間，需要表項(xiàng)的個(gè)數(shù)應(yīng)該是4GB/4KB=1M，也就是2^20，因此需要20位來尋址。也就是說32位的虛擬地址分成兩部分，低12bit用來尋址一個(gè)頁內(nèi)的內(nèi)容，高20bit用來尋址哪個(gè)頁，因此真正尋址頁表只需要VPN就夠了。從頁表中找到的內(nèi)容也不是整個(gè)物理地址，而只是PFN。
需要注意，頁表的結(jié)構(gòu)不同于cache，頁表中包括了所有VPN的映射關(guān)系，所以可以直接用VPN對(duì)頁表進(jìn)行尋址，而不需要使用Tag。
可以采用很多方法來減少一個(gè)進(jìn)程的頁表對(duì)于存儲(chǔ)空間的需求，最常用的是多級(jí)頁表(Hierarchical Page Table)，可以減少頁表對(duì)于物理存儲(chǔ)空間的占用，而且非常容易使用硬件實(shí)現(xiàn)。與之對(duì)應(yīng)，本節(jié)所講述的頁表稱為單級(jí)頁表(Single Page Table)，也稱為線性頁表(Linear Page Table)。
2.2 ?多級(jí)頁表
將一個(gè)4MB的線性頁表劃分為若干個(gè)更小的頁表，稱它們?yōu)樽禹摫?，處理器在?zhí)行進(jìn)程的時(shí)候，不需要一下子把整個(gè)線性頁表都放入物理內(nèi)存中，而是根據(jù)需求逐步地放入這些子頁表。而且，這些子頁表不需要占用連續(xù)的物理內(nèi)存空間。也就是說，相鄰的子頁表可以放在物理內(nèi)存中不連續(xù)的位置，這樣也提高了物理內(nèi)存的利用效率。但是，由于所有的子頁表是不連續(xù)地放在物理內(nèi)存中，所以依舊需要一個(gè)表，來記錄每個(gè)子頁表在物理內(nèi)存中存儲(chǔ)的位置，稱這個(gè)表格為第一級(jí)頁表（Level1 Page Table），而那些子頁表為第二級(jí)頁表（Level2 Page Table）。
兩級(jí)頁表
這樣，要得到一個(gè)虛擬地址對(duì)應(yīng)的數(shù)據(jù)，先訪問第一級(jí)頁表，得到第二級(jí)頁表的基地址，再去第二級(jí)頁表得到對(duì)應(yīng)的物理地址，然后就可以在物理內(nèi)存中取出相應(yīng)的數(shù)據(jù)。
例如，對(duì)于一個(gè)32位虛擬地址、頁大小為4KB的系統(tǒng)，如果采用線性頁表，則頁表中表項(xiàng)個(gè)數(shù)為2^20，將其等分為2^10等份，每個(gè)等份就是一個(gè)第二級(jí)頁表，共有1024個(gè)第二級(jí)頁表，對(duì)應(yīng)著第一級(jí)頁表的1024個(gè)表項(xiàng)。也就是說，第一級(jí)頁表需要10位地址來進(jìn)行尋址。每個(gè)二級(jí)頁表中，表項(xiàng)個(gè)數(shù)為1024，也需要10位地址來尋址。
下圖中，一個(gè)頁表中的表項(xiàng)簡(jiǎn)稱為PTE，當(dāng)操作系統(tǒng)創(chuàng)建一個(gè)進(jìn)程時(shí)，就在物理內(nèi)存中為這個(gè)進(jìn)程找到一個(gè)連續(xù)的4KB空間，存在這個(gè)進(jìn)程的第一級(jí)頁表，并且將第一級(jí)頁表在物理內(nèi)存中起始地址放到PTR寄存器中，在ARM是TTB寄存器，X86是CR3寄存器等。隨著這個(gè)進(jìn)程的進(jìn)行，操作系統(tǒng)會(huì)逐步在物理內(nèi)存中創(chuàng)建第二級(jí)頁表，每次創(chuàng)建一個(gè)第二級(jí)頁表，操作系統(tǒng)就要將它的起始地址放到第一級(jí)頁表對(duì)應(yīng)的表項(xiàng)中。
使用兩級(jí)頁表進(jìn)行地址轉(zhuǎn)換
在很多硬件實(shí)現(xiàn)Page Table Walk的處理器中，都采用了多級(jí)頁表的結(jié)構(gòu)。Page Table Walk是指當(dāng)發(fā)生TLB缺失時(shí)，需要從頁表中找到對(duì)應(yīng)的映射關(guān)系并將其寫回到TLB的過程。
使用這種多級(jí)頁表結(jié)構(gòu)，每一級(jí)的頁表都需要存儲(chǔ)在物理內(nèi)存中，因此要得到一個(gè)虛擬地址對(duì)應(yīng)的數(shù)據(jù)，需要多次訪問物理內(nèi)存。顯然，這個(gè)過程消耗的時(shí)間是很長。對(duì)于一個(gè)二級(jí)頁表，需要訪問兩次物理內(nèi)存，才能得到虛擬地址對(duì)應(yīng)的物理地址，然后還需要訪問一次物理內(nèi)存得到數(shù)據(jù)，因此要得到虛擬地址對(duì)應(yīng)的數(shù)據(jù)，共需要訪問三次物理內(nèi)存。
使用虛擬存儲(chǔ)器的優(yōu)點(diǎn)總結(jié)：
讓每個(gè)程序都有獨(dú)立的地址空間。
引入虛擬地址到物理地址的映射，為物理內(nèi)存的管理帶來方便，可以更靈活地對(duì)其進(jìn)行分配和釋放，在虛擬內(nèi)存上連續(xù)的地址空間可以映射到物理內(nèi)存上不連續(xù)的空間。
在處理器中如果存在多個(gè)進(jìn)程，為這些進(jìn)程分配的物理內(nèi)存之和可能大于實(shí)際可用的物理內(nèi)存，虛擬存儲(chǔ)器的管理使得這種情況下各個(gè)進(jìn)程仍能夠正常運(yùn)行，此時(shí)為各個(gè)進(jìn)程分配的只是虛擬存儲(chǔ)器的頁，這些頁可能存在物理內(nèi)存中，也可能臨時(shí)存在于更下一級(jí)的硬盤中，在硬盤中這部分空間被稱為swap空間。當(dāng)物理內(nèi)存不夠用時(shí)，將物理內(nèi)存中一些不常用的頁保存到硬盤上的swap空間。因此處理器等效可以使用的物理內(nèi)存的總量是物理內(nèi)存的大小 + 硬盤中swap空間的大小。
利用虛擬存儲(chǔ)器，可以管理每一個(gè)頁的訪問權(quán)限。從硬件角度，單純的物理內(nèi)存本身不具有各種權(quán)限的屬性，它的任何地址都可以被讀寫，而操作系統(tǒng)則要求在物理內(nèi)存中實(shí)現(xiàn)不同的訪問權(quán)限。例如一個(gè)進(jìn)程的代碼段（text）一般不能被修改，而數(shù)據(jù)段（data）一般可讀可寫。這些權(quán)限的管理通過頁表來實(shí)現(xiàn)，在頁表中設(shè)置每個(gè)頁的屬性，操作系統(tǒng)和MMU可以控制每個(gè)頁的訪問權(quán)限。
3. ?TLB和Cache
3.1 ?TLB的設(shè)計(jì)
3.1.1 ?概述
對(duì)兩級(jí)頁表來說，需要訪問兩次物理內(nèi)存才可以得到虛擬地址對(duì)應(yīng)的物理地址（一次訪問第一級(jí)頁表，另一次訪問第二級(jí)頁表），而物理內(nèi)存的運(yùn)行速度相對(duì)于處理器是很慢的。此時(shí)可以借鑒Cache的設(shè)計(jì)理念，使用一個(gè)速度比較快的緩存，將頁表中最近使用的PTE緩存下來，因?yàn)樗鼈冊(cè)谝院罂赡芾^續(xù)使用，尤其對(duì)于取指令來說，考慮到程序本身的串行性，會(huì)順序地從一個(gè)頁內(nèi)取指令，將PTE緩存起來能夠加快一個(gè)頁內(nèi)4KB內(nèi)容的地址轉(zhuǎn)換速度。
由于歷史原因，緩存PTE的部件一般不叫Cache，而叫TLB (Translation Lookaside buffer)，在TLB中存儲(chǔ)了頁表中最近使用過的PTE。本質(zhì)上，TLB就是頁表的Cache。但是TLB不同于一般的cache，它只有時(shí)間相關(guān)性(Temporal Locality)，也就是現(xiàn)在訪問的頁，很有可能在以后繼續(xù)被訪問。至于空間相關(guān)性(Spatial Locality)，TLB沒有明顯的規(guī)律，因?yàn)樵谝粋€(gè)頁內(nèi)有很多情況，都可能使程序跳轉(zhuǎn)到其他不相鄰的頁中取指令或數(shù)據(jù)，也就是說，雖然當(dāng)前在訪問一個(gè)頁，但未必會(huì)訪問它相鄰的頁。
TLB本質(zhì)上是Cache，有三種組織方法：直接相連（direct mapped）、組相連（set associative）和全相連（fully associative）?，F(xiàn)代的處理器，很多都采用兩級(jí)TLB，第一級(jí)TLB分為指令TLB(I-TLB)和數(shù)據(jù)TLB(D-TLB)，一般采用全相連的方式；第二級(jí)TLB是指令和數(shù)據(jù)共享，一般采用組相連的方式，這種設(shè)計(jì)方法和多級(jí)Cache一樣。
TLB是頁表的Cache，所以TLB的內(nèi)容完全來自于頁表，下圖為一個(gè)全相連的TLB，從處理器送出的虛擬地址首先送到TLB中進(jìn)行查找，如果TLB對(duì)應(yīng)的內(nèi)容是有效的（即valid位為1），則表示TLB命中，可以直接使用從TLB得到的物理地址來尋址物理內(nèi)存；如果TLB缺失（即valid位為0），那么需要訪問物理內(nèi)存中的頁表，此時(shí)有如下兩種情況：
(1) 在頁表中找到的PTE是有效的，即這個(gè)虛擬地址所屬的頁存在于物理內(nèi)存中，那么就可以直接從頁表中找到對(duì)應(yīng)的物理地址，使用它來尋址物理內(nèi)存從而得到需要的數(shù)據(jù)，同時(shí)將頁表中的這個(gè)PTE寫回到TLB中，供以后使用。
(2) 在頁表中找到的PTE是無效的，即這個(gè)虛擬地址所屬的頁不在物理內(nèi)存中，造成這種現(xiàn)象的原因很多，例如這個(gè)頁在以前沒有被使用過，或者這個(gè)頁已經(jīng)被交換到了硬盤中等，此時(shí)就應(yīng)該產(chǎn)生Page Fault類型的異常，通知操作系統(tǒng)來處理這個(gè)情況，操作系統(tǒng)需要從硬盤中將相應(yīng)的頁搬移到物理內(nèi)存中，將它在物理內(nèi)存中的首地址放到頁表內(nèi)對(duì)應(yīng)的PTE中，并將這個(gè)PTE的內(nèi)容寫到TLB中。
TLB的內(nèi)容
圖中，因?yàn)門LB采用了全相連的方式，所以相比頁表，多了一個(gè)Tag的項(xiàng)，它保存了虛擬地址的VPN，用來對(duì)TLB進(jìn)行匹配查找，TLB中其它的項(xiàng)完全來自于頁表，每當(dāng)發(fā)生TLB缺失時(shí)，將PTE從頁表中搬移到TLB內(nèi)。
現(xiàn)代處理器都支持大小可變的頁，由操作系統(tǒng)來管理。根據(jù)不同應(yīng)用特點(diǎn)選用不同大小的頁，可以最大限度利用TLB中有限的空間，同時(shí)又不至于在頁內(nèi)產(chǎn)生更多的碎片。為了支持這種特性，在TLB中需要相應(yīng)的位進(jìn)行管理，例如MIPS處理器的TLB中，有一個(gè)12位的Pagemask項(xiàng)，它用來指示當(dāng)前被映射的頁的大小。
采用不同大小的頁，在尋址TLB時(shí)，進(jìn)行的地址比較也是不同的，對(duì)于1MB大小的頁，只需要將VA[31:20]作為Tag，參與地址比較就可以了，虛擬地址剩余的20位將用來尋址頁的內(nèi)部。不僅如此，對(duì)TLB的尋址還受到其他內(nèi)容的影響，例如ASID和Global位。
3.1.2 ?TLB缺失
當(dāng)一個(gè)虛擬地址查找TLB，發(fā)現(xiàn)需要的內(nèi)容不在其中時(shí)，就發(fā)生了TLB缺失(miss)，由于TLB本身的容量很小，所以TLB缺失發(fā)生的頻率比較高，很多情況下都可以發(fā)生TLB缺失，主要有以下幾種：
(1) 虛擬地址對(duì)應(yīng)的頁不在物理內(nèi)存中，此時(shí)頁表中沒有對(duì)應(yīng)的PTE，而TLB是頁表的cache，自然TLB中也不可能有。
(2) 虛擬地址對(duì)應(yīng)的頁在物理內(nèi)存中，因此頁表中有對(duì)應(yīng)的PTE，但這個(gè)PTE還沒有放到TLB中，這種情況也經(jīng)常發(fā)生，畢竟TLB的內(nèi)容遠(yuǎn)小于頁表。
(3) 虛擬地址對(duì)應(yīng)的頁在物理內(nèi)存中，因此頁表中有對(duì)應(yīng)的PTE，這個(gè)PTE也曾存在于TLB中，但后來被替換出去了，現(xiàn)在這個(gè)頁又重新使用了，此時(shí)這個(gè)PTE就存在于頁表中，但不在TLB內(nèi)。
其實(shí)，（2）和（3）兩種情況是在說同一件事情，即虛擬地址和物理地址的映射關(guān)系存在于頁表中，而不存在于TLB中，此時(shí)只需要從頁表中就可以找到這個(gè)映射關(guān)系，因此它們的處理時(shí)間比情況（1）要短。
解決TLB缺失的本質(zhì)就是要從頁表中找到對(duì)應(yīng)的映射關(guān)系，并將其寫回到TLB內(nèi)，這個(gè)過程稱為Page Table Walk，可以使用硬件狀態(tài)機(jī)來完成，也可以使用軟件來做，它們各有優(yōu)缺點(diǎn)，各自工作流程如下：
(1) 軟件實(shí)現(xiàn)Page Table Walk。軟件實(shí)現(xiàn)可以保證最大的靈活性，但一般也需要硬件配合，來減少工作量。一旦發(fā)現(xiàn)TLB缺失，硬件把產(chǎn)生TLB缺失的虛擬地址保存到一個(gè)特殊寄存器中，同時(shí)產(chǎn)生一個(gè)TLB缺失類型的異常，在異常處理程序中，軟件使用保存在特殊寄存器當(dāng)中的虛擬地址去尋址物理內(nèi)存中的頁表，找到對(duì)應(yīng)的PTE，并寫回到TLB中，很顯然，處理器需要支持直接操作TLB的指令，如寫TLB指令和讀TLB指令等。對(duì)于超標(biāo)量處理器，對(duì)異常處理時(shí)，會(huì)將流水線中所有的指令抹掉，這樣會(huì)產(chǎn)生一些性能上缺失，但可以實(shí)現(xiàn)靈活的TLB替換算法，MIPS和Alpha處理器一般采用這種方法。
(2) 硬件實(shí)現(xiàn)Page Table Walk。硬件實(shí)現(xiàn)一般由MMU完成。TLB缺失時(shí)，MMU自動(dòng)使用當(dāng)前的虛擬地址去尋址物理內(nèi)存中的頁表，多級(jí)頁表的最大優(yōu)點(diǎn)就是容易使用硬件進(jìn)行查找，只需要使用一個(gè)狀態(tài)機(jī)逐級(jí)進(jìn)行查找就可以，如果從頁表中找到的PTE是有效的，那么將它寫回到TLB，這個(gè)過程全部由硬件自動(dòng)完成。如果MMU發(fā)現(xiàn)查找到的PTE是無效的，那么就只能產(chǎn)生Page Fault類型的異常，由操作系統(tǒng)來處理整個(gè)情況。使用硬件處理TLB缺失更適合超標(biāo)量處理器，它不需要打斷流水線，因此性能會(huì)好一點(diǎn)，但是需要操作系統(tǒng)保證頁表已經(jīng)在物理內(nèi)存中建立好了，并且操作系統(tǒng)需要將頁表的基地址預(yù)先寫到處理器內(nèi)部的寄存器中(例如PTR)，這樣才能保證硬件可以正確地尋址頁表，ARM、PowerPC和x86處理器都采用這種方法。
3.1.3 ?TLB的寫入
當(dāng)一個(gè)頁從硬盤搬移到物理內(nèi)存之后，操作系統(tǒng)需要知道這個(gè)頁中的內(nèi)容在物理內(nèi)存中是否被改變過。如果沒有被改變過，當(dāng)這個(gè)頁需要被替換時(shí)可以直接進(jìn)行覆蓋，因?yàn)榭偰軓挠脖P中找到這個(gè)頁的備份；如果這個(gè)頁的內(nèi)容在物理內(nèi)存中被修改過(例如store指令的地址落在了這個(gè)頁內(nèi))，那么在硬盤中存儲(chǔ)的頁就過時(shí)了，在物理內(nèi)存中的這個(gè)頁要被替換時(shí)，需要先將它從物理內(nèi)存中寫回到硬盤，因此需要在頁表中，對(duì)每個(gè)被修改的頁加以標(biāo)記，稱為臟狀態(tài)位(dirty)，當(dāng)物理內(nèi)存中的一個(gè)頁要被替換時(shí)，首先檢查它在頁表中對(duì)應(yīng)PTE的臟狀態(tài)位，如果為1，需要先將這個(gè)頁寫回到硬盤，然后才能將其覆蓋。
使用TLB作為頁表的緩存之后，處理器送出的虛擬地址會(huì)首先訪問TLB，如果命中，那么可以直接從TLB中得到物理地址，不需要再訪問頁表。執(zhí)行l(wèi)oad/store指令都會(huì)使 TLB中對(duì)應(yīng)的“使用位use”變?yōu)?1，表示這個(gè)頁中的某些數(shù)據(jù)最近被訪問過；如果是 store指令，還會(huì)使臟狀態(tài)位dirty也變?yōu)?，表示這個(gè)頁中的某些數(shù)據(jù)被改變了。但如果采用寫回(Write Back)的TLB，那么使用位use和臟狀態(tài)位dirty改變的信息并不會(huì)馬上從TLB中寫回到頁表，只有等到TLB中的一個(gè)表項(xiàng)要被替換的時(shí)候，才會(huì)將它對(duì)應(yīng)的信息寫回到頁表中，這會(huì)給操作系統(tǒng)進(jìn)行頁表替換帶來問題，因?yàn)轫摫碇杏涗浀臓顟B(tài)位(use和dirty)可能是過時(shí)的。一種比較容易的解決辦法就是操作系統(tǒng)在Page Fault發(fā)生時(shí)，首先將TLB中的內(nèi)容寫回到頁表，然后就可以根據(jù)頁表中的信息進(jìn)行后續(xù)處理了。
實(shí)際上，操作系統(tǒng)完全可以認(rèn)為被TLB記錄的所有頁都是需要被使用的，這些頁在物理內(nèi)存中不能夠被替換。操作系統(tǒng)可以使用一些辦法來記錄頁表中哪些PTE被放到了TLB中來實(shí)現(xiàn)。
如果在系統(tǒng)中使用了D-Cache，那么物理內(nèi)存中每個(gè)頁的最新內(nèi)容都可能存在D-Cache中，要將這個(gè)頁的內(nèi)容寫回到硬盤，首先需要確認(rèn)D-Cache中是否保留著這個(gè)頁的數(shù)據(jù)。因此在進(jìn)行頁表替換時(shí)，操作系統(tǒng)就必須有能力從D-Cache中找出這個(gè)頁的內(nèi)容，并將其寫回到物理內(nèi)存中。
3.1.4 ?對(duì)TLB進(jìn)行控制
如果由于某些原因?qū)е乱粋€(gè)頁的映射關(guān)系在頁表中不存在了，那么它在TLB中也不應(yīng)該存在，而操作系統(tǒng)在一些情況下，會(huì)把某些頁的映射關(guān)系從頁表中抹掉，例如：
(1) 當(dāng)一個(gè)進(jìn)程結(jié)束時(shí)，這個(gè)進(jìn)程的指令(code)、數(shù)據(jù)(data)和堆棧(stack)所占據(jù)的頁表就需要變?yōu)闊o效，這樣就釋放了這個(gè)進(jìn)程占據(jù)的物理內(nèi)存空間。但是，此時(shí)在I-TLB中可能存在這個(gè)進(jìn)程的程序?qū)?yīng)的PTE，在D-TLB中可能還存在著這個(gè)進(jìn)程的數(shù)據(jù)和堆棧的PTE，此時(shí)需要將I-TLB和D-TLB中和這個(gè)進(jìn)程相關(guān)的所有內(nèi)容置為無效，如果沒有使用ASID，最簡(jiǎn)單的做法就是將I-TLB和D-TLB中的全部?jī)?nèi)容都置為無效，這樣保證新的進(jìn)程可以使用一個(gè)干凈的TLB；如果實(shí)現(xiàn)了ASID，只需將這個(gè)進(jìn)程對(duì)應(yīng)的內(nèi)容在TLB中置為無效就可以了。
(2) 當(dāng)一個(gè)進(jìn)程占用的物理內(nèi)存過大時(shí)，操作系統(tǒng)可能會(huì)將這個(gè)進(jìn)程中的一部分不經(jīng)常使用頁寫回到硬盤中，這些頁在頁表中對(duì)應(yīng)的映射關(guān)系也應(yīng)該置為無效，此時(shí)也需要將I-TLB和D-TLB中對(duì)應(yīng)的內(nèi)容置為無效，但是，一般操作系統(tǒng)會(huì)盡量避免將存在于TLB中的頁置為無效，因?yàn)檫@些頁在以后很可能會(huì)被繼續(xù)使用。
因此，抽象出來，對(duì)TLB的管理需要包括的內(nèi)容有如下幾點(diǎn)：
能夠?qū)-TLB和D-TLB的所有表項(xiàng)(entry)置為無效；
能夠?qū)-TLB和D-TLB中某個(gè)ASID對(duì)應(yīng)的所有表項(xiàng)置為無效；
能夠?qū)-TLB和D-TLB中某個(gè)VPN對(duì)應(yīng)的表項(xiàng)置為無效；
不同的處理器有著不同的方法來對(duì)TLB進(jìn)行管理。在ARM處理器中，使用系統(tǒng)控制協(xié)處理器(ARM稱之為CP15)中的寄存器對(duì)TLB進(jìn)行控制，因此處理器只需要使用訪問協(xié)處理器的指令(MCR和MRC)來向CP15中對(duì)應(yīng)的寄存器寫入相應(yīng)的值，就可以對(duì)TLB進(jìn)行操作。
