超标量处理器设计——第三章_虚拟存储器

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超标量处理器设计——第三章_虚拟存储器

参考《超标量处理器》姚永斌著

3.2 地址转换

• 分页机制， 虚拟地址划分以页为单位（page），典型大小为4KB
• 物理地址也有页，与虚拟地址的页大小相同，但是称为帧（frame）
• 虚拟地址： VA ; 物理地址：PA
• VA由两部分组成：
  1. VPN(Virtual Page Number), 用来索引虚拟页
  2. Page offset, 页内偏移，对于4KB的页来说偏移需要12位
• PA也由两部分组成：
  1. PFN(Physical Frame Number), 用来索引物理页
  2. Page offset, 物理页内偏移，一般与虚拟地址的offset相同
• MMU负责VA到PA的转换

3.2.1 单级页表

• 当处理器只需要的页不在物理内存中，就发生了Page Fault; 处理该异常需要ms级别，需要尽量避免
• 页表（Page Table，PT）用来存储VA到PA的映射关系。这样VA的一个页就可以放在物理地址的任意一个帧上了
• 页表放在物理内存中，每个进程都有自己的页表
• 页表寄存器（Page Table Register，PTR）用来索引页表
• PTR和VA寻址页的过程如下：

• 单级页表中，VPN只有20位，也就是说一个页表的表项数就是2^20也就是1M, 每个表项存储的是PFN，也就是18bit，但是物理内存数据位宽是32bit，所以剩下的14bit就可以用来存有效位，页读写属性等
• 因此单级页表大小为1M*4B=4MB大小，显然是很庞大的，如果每个进程都有一个4MB的页表，那…
• 单级页表访问内存(两次访问物理内存):
  1. 根据PTR定位物理内存中的页表
  2. 根据VPN访问页表中的PFN
  3. 根据PFN访问物理内存
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3.2.2 多级页表

• 单级的页表一张就要4MB的巨大空间,而且还要是连续的
• 多级页表将单级页表进行进一步划分, 从而实现更小的子页, 也不需要巨大的连续的地址空间
• 下面是一个多级页表的案例:

• 用PTR索引到第一级页表在物理内存中的位置
• 用VA的p1部分寻址第一级页表中的PFN, 根据一级页表PFN寻址第二级页表
• 用VA的p2部分寻址第二级页表中的PFN, 根据二级页表PFN寻址最终的页
• 操作系统动态地创建一二级页表: 当p1发生变化时, 会创建新的二级页表, p2变化时则不会创建新的页表
• 一个一级和二级页表都有2^10个表项, 因为物理内存是32位, 所以大小均为4KB, 正好可以放进物理内存的一个页内
• 一级页表4KB大小一般是不可避免的, 而二级页表则是根据需求逐步创建的, 操作系统会尽量让虚拟地址集中, 减少二级页表的开辟
• 易于扩展, 当处理器增加到64位, 可以通过增加级数来减少页表的占用:

• 虚拟内存的优点:
  1. 让每个进程都能独占地址空间
  2. 方便管理物理内存, 可以将连续的虚拟地址映射到不连续的物理地址, 从而减小物理内存的碎片
  3. 为所有进程分配的总物理内存之和可以大于实际的物理内存大小, 因为有些页可能存在磁盘的swap区
  4. 可以实现管理每个页的访问权限

3.2.3 Page Fault

• 一个进程的虚拟地址访问页表时, 发现对应的PTE有效位为0, 表示这个页还没有放到物理