虚拟内存，MMU/TLB，PAGE，Cache

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虚拟地址VA到物理地址PA以页page为单位。通常page的大小为4K。物理页面称为page frame。

查看应用程序进程的地址空间，可以看到分为很多段，比如代码段（只读）、数据段（读写）、堆、共享库（其中进一步分段）、栈空间等。整个应用程序的地址空间不会用满4GB，因为还有一部分是内核空间，应用程序不能访问。
再打开一个相同的应用程序查看其进程的地址空间，也是类似的，甚至是一样的。因为采用采用了虚拟地址，经过转换在物理地址上还是分开的。（代码段可能没有分开，因为可以共用）

采用虚拟内存的原因：
1.让每个进程有独立的地址空间，一个好处是某个进程不会破坏其他进程，另一个好处是每个进程都认为有4GB地址空间，编程方便。
2.物理上分开地址空间，经过虚拟内存的管理，可以使得逻辑上是连续的。
3.所有进程的虚拟内存之和可能大于物理内存。这是通过借用磁盘来实现的，将一时不用的虚拟内存保持到磁盘。磁盘上这部分成为交换设备，可以是分区，也可以是一个文件。所以系统中可分配的内存总量 = 物理内存的大小 + 交换设备的大小 。交换的过程成为页的换入和换出，期间需要对内存重新映射。
4.增加内存的保护属性，如内核地址空间、只读地址空间等。

虚拟地址到物理地址是一个查表的过程，但可能不只一个表，是一个多级的表。虚拟地址本身分为几个部分，page地址和page内地址（对于4KB的页来说就是11bit），page地址分为多级用于查表。这个过程称为Translation Table Walk，由硬件完成。上述所指的表，是保存在内存上的。

page大，page table小；
page大，减少TLB的miss；
page大，分配memory容易造成浪费；

、

上图给出了CPU，MMU，Cache的布局，MMU应该包括了TLB和Translation Table Walk。TLB（Translation Lookaside Buffer）是一块高速缓存，缓存最近查找过的VA对应的页表项。如果TLB中有需要查表的VA，就不用Translation Table Walk了，Translation Table Walk较慢要从内存上读页表。

Cache的储存单位是line，假设每个line有32bytes。为了表示某个line是属于哪个VA的，Cache里还有TAG。最简单的TAG就是VA的地址了（按32bytes的line对齐），Cache控制器检查CPU给出VA和TAG是否一致，一致的话表示命中（Hit），将数据返回给CPU，否则的话靠MMU转成PA从内存中读取数据。

上述这个Cache的设计称为全相联，特点是一个VA可以缓存到任何line里，但问题是Cache可能有很多line，比如512个line，每次都需要一个个TAG比较过来，这样速度较慢。
另一种Cache的设计称为直接映射，特定的VA只能存在特定的Cache line里，映射规则为Cache line = （VA line）%（Cacle line总数）。这样的问题是Cache line里的数据进出可能太过于平凡，导致命中率较低。

全相联Cache和直接映射Cache各有优缺点，全相联Cache查找很慢，但没有抖动问题（命中率低），直接映射Cache则正相反。实际CPU的Cache设计是取两者的折衷，把所有Cache Line分成若干个组，每一组有n条Cache Line，称为n路组相联Cache（n-way Set Associative Cache）。n路组相联Cache的特点是特定的内存行只能放在特定的组内，但是可以放在组内的任意cache line上。
        
Cache写回内存有两种模式：
Write Back：Cache Line中的数据被CPU核修改时并不立刻写回内存，Cache Line和内存中的数据会暂时不一致，在Cache Line中有一个Dirty位标记这一情况。当一条Cache Line要被其它VA的数据替换时，如果不是Dirty的就直接替换掉，如果是Dirty的就先写回内存再替换。

Write Through：每当CPU核修改Cache Line中的数据时就立刻写回内存，Cache Line和内存中的数据总是一致的。如果有多个CPU或设备同时访问内存，例如采用双口RAM，那么Cache中的数据和内存保持一致就非常重要了，这时相关的内存页面通常配置为Write Through模式。

    
    page是os的概念，而cache是cpu的概念。虚拟地址和物理地址以page为单位进行操作的，由两部分组成：page地址和page内地址：

 采用多路组联的cache，如之前所述，这样的Cache分为多个set（组），每个组里面又有多个line/way（行），每个line里面又有多个字节。

对某个page进行操作时，会将page分配到cache里，这种分配是按照一定关系的。
    
    假设page的大小为4KB，考虑物理地址；
    cache的大小为2M，16384个4-Way SET，32 Bytes line，即32*4*16384=2M。
    执行memset（0, 0, 4*1024）的话，这4KB内存在cache上会放在连续的0到127set中每个set的第1个line；
    执行memset（1, 0, 4*1024）的话，这4KB内存在cache上会放在连续的128到255set中每个set的第1个line；
    ...
    执行memset（128, 0, 4*1024）的话，这4KB内存在cache上会放在连续的0到127set中每个set的第2个line；
    执行memset（129, 0, 4*1024）的话，这4KB内存在cache上会放在连续的128到255set中每个set的第2个line；
    
    就是说第ith物理页面会与第(128*j+i)th个物理页面中Cache中占据同样的Cache Sets。Set满了之后，按照一定的算法 ，比如LRU算法（Least Recently Used algorithm）清除之前的数据。

以上说的是现象，产生上述现象的原因可以用下图来解释：

    物理地址的位5-11是page中的偏移地址，7位，可以表示128个set；
    物理地址的位12-31是page frame地址的，对某一个page来说是固定的，决定了上述128个set在cache中的位置。
    
    128个set的合集有个专用的名词，称为Cache Bin。