DDCA —— 大缓存、虚拟内存：多核缓存、NUCA缓存、页表等

1. 缓存中的多核问题

1.1 多核系统中的缓存

Intel Montecito缓存
- 两个 core，每个都有一个私有的12 MB的L3缓存和一个1 MB的L2缓存，图中深蓝色部分均为L3缓存。

在多核/多线程系统中，缓存效率变得更加重要
- 存储器带宽非常宝贵
- 缓存空间是各内核/线程的有限资源
如何设计多核系统中的缓存？
- 共享（shared）缓存 vs. 私有（private）缓存
- 如何最大限度地提高整个系统的性能？
- 如何为共享缓存中的不同线程提供 QoS（Quality of Service）？
- 缓存管理算法是否应该感知线程（即是否应该知道不同的线程在访问它们）？
- 如何为共享缓存中的线程分配空间？

1.2 私有(Private) vs. 共享(Shared)缓存

私有缓存： 缓存只属于一个内核（一个共享 block 可存在多个缓存中）
共享缓存： 缓存由多个内核共享

L3一般是共享的。

1.2.1 资源共享的概念和优点

Idea：与其将一个硬件资源专门分配给一个上下游的硬件，不如让多个上下游的硬件共享使用它。

资源示例：功能单元、流水线、缓存、总线、内存、互连、存储

优点：

资源共享提高利用率/效率 -> 吞吐量
- 当一个线程闲置资源时，另一个线程可以使用它；无需复制共享数据
减少通信延迟
- 例如，在多线程处理器中，多个线程共享的数据可以保存在同一个缓存中
与共享内存编程模型兼容
- 如 cuda

1.2.2 资源共享的缺点

资源共享导致资源争夺
- 当资源未闲置时，另一个线程无法使用
- 如果空间被一个线程占用，另一个线程需要重新占用它
有时会降低每个或某些线程的性能
- 线程性能可能比单独运行时更差
消除性能隔离，即运行时性能不一致
- 线程性能取决于共同执行的线程
  - 当前运行程序与共享缓存的其他运行程序获得不同数量的缓存空间，程序运行性能由其他运行程序决定，若其他运行程序占据了大部分缓存，则性能降低
无控制（自由共享）共享会降低QoS
- 造成不公平、资源枯竭

因此，需要高效、公平地利用共享资源。

1.2.3 多核中的共享缓存与私有缓存

共享缓存的优点：
- 空间在内核之间动态分配
- 不会因为复制而浪费空间
- 缓存一致性可能更快（更容易在未命中时定位数据）
私有缓存的优势：
- L2 小 -> 更快的访问时间
- 通向 L2 的专用总线 -> 更少的竞争

1.2.4 内核间共享缓存

优点：

有效容量大
动态划分可用的缓存空间
- 没有静态划分造成的碎片化
- 如果一个内核没有使用某些空间，另一个内核可以使用
更容易保持缓存一致性（缓存块位于单一位置）

缺点：

访问速度较慢（缓存与内核不紧密耦合）
内核因其他内核的访问而产生冲突丢失
- 内核间干扰导致的丢失
- 某些内核会破坏其他内核的命中率（某些内核会将其他内核需要的 block 踢出缓存）
保证每个内核的最低服务水平（或公平性）更加困难（多少空间、多少带宽？）

Example：

Core 1单独运行 t1 时需要共享缓存L2中蓝色区域大小的空间，Core 2 单独运行 t2 时需要共享缓存L2中橙色区域大小的空间，当这两个 Core 同时运行时，由于不公平的缓存共享，t2 的吞吐量会大幅降低。

1.3 UCA & NUCA

目前，小尺寸缓存都是统一缓存访问（Uniform Cache Access, UCA）：即无论数据在哪里被找到，访问延迟都是一个恒定的值。

对于大型的多兆字节缓存，按最坏情况的延迟来限制访问时间代价太高，因此引入了非均匀缓存架构（Non-Uniform Cache Architecture）。

1.3.1 大型 NUCA

在 NUCA 架构中，CPU与多个缓存单元相连接，每个缓存单元可能有不同的访问延迟，这与传统的统一缓存访问架构不同。由于缓存较大，无法保证所有缓存单元的访问延迟相同，因此引入了NUCA架构来解决这个问题。

NUCA架构中需要解决的几个关键问题：

Mapping（映射）：如何将内存地址映射到不同的缓存单元，以便高效地存取数据。
Migration（迁移）：如何在不同缓存单元之间移动数据，以尽量减少访问延迟。例如，频繁使用的数据可以迁移到更接近CPU的缓存单元中。
Search（查找）：如何高效地搜索缓存中的数据，确保找到目标数据所在的缓存单元。
Replication（复制）：如何在不同缓存单元中复制数据，以提高访问速度并减少通信延迟。

1.3.2 共享的 NUCA 缓存

这张图片展示了一个多核处理器的结构，其中每个 Core 都有自己的L1缓存（L1 D 和 L1 I）以及共享的L2缓存切片。并且每个 Core 的L1缓存和L2缓存切片组合在一起，构成了一个独立的单元（Tile）。

共享的L2缓存：整个L2缓存被分割成多个部分，每个核心拥有一部分L2缓存切片。这种分布式的L2缓存设计可以降低缓存访问延迟，并提升缓存的可扩展性。
缓存控制器功能：图中的缓存控制器负责转发地址请求，将请求引导到对应的L2缓存切片，并处理缓存一致性操作。这对于多核处理器中的数据一致性非常重要，确保每个 Core 对共享数据的访问是正确的。

2. 虚拟内存（Virtual Memory）

2.1 虚拟(Virtual) vs. 物理(Physical)内存

程序员看到的是虚拟内存
- 可以认为内存是 "无限的"
事实上，物理内存大小比程序员假设的小得多
系统（系统软件+硬件，相互配合）将虚拟内存地址映射到物理内存
- 系统自动管理物理内存空间，对程序员透明
优点：程序员不需要知道内存的物理大小，也不需要对其进行管理
- 对于程序员来说，一个小的物理内存可能看起来像一个巨大的内存
缺点：更复杂的系统软件和架构

2.1.1 自动管理内存的优势

程序员不处理物理地址
每个进程都有自己的虚拟地址与物理地址的映射关系
Enables
- 代码和数据可位于物理内存的任何位置（重定位）
- 物理内存中不同进程的代码和数据的隔离/分离（保护和隔离）
- 多个进程之间的代码和数据共享（共享）

2.1.2 仅有物理内存的系统

Examples:

早期系统
许多嵌入式系统

CPU 的加载或存储地址直接用于访问内存。

该系统存在的问题：

物理内存容量有限（成本）
- 程序员是否应该关注物理内存中代码/数据块的大小？
- 程序员是否应该管理从磁盘到物理内存的数据移动？
- 程序员是否应该确保两个进程（不同的程序）不使用相同的物理内存？
此外，ISA 的地址空间可以大于物理内存大小
- 例如，64 位地址空间具有字节寻址能力
- 如果没有足够的物理内存怎么办？

2.1.3 直接物理地址访问的困难

程序员需要管理物理内存空间

不方便且难以实现
在存在多个进程时更难管理

难以支持代码和数据的重分配

地址直接在程序中指定，导致灵活性不足

难以支持多个进程

难以实现进程之间的保护和隔离
共享物理内存空间的问题

难以支持跨进程的数据/代码共享

无法方便地在不同进程之间共享数据和代码

2.2 Virtual Memory（虚拟内存）

Idea：让程序员产生地址空间大而物理内存小的错觉
- 这样程序员就不用担心物理内存的管理问题了
程序员可以假设拥有“无限”的物理内存
硬件和软件协同自动管理物理内存空间，以提供这种假象
- 这种假象对每个独立的进程都得以维持

2.2.1 基本机制

寻址中的不定向
- 间接层寻址
程序中每条指令生成的地址是一个“虚拟地址”
- 即，它不是用于访问主存的物理地址
- 在x86架构中称为“线性地址（linear address）”
地址翻译机制将虚拟地址映射到物理地址
- 在x86架构中称为“实际地址（real address）”
- 地址翻译机制可以通过硬件和软件共同实现。

2.2.2 虚拟内存与物理内存之间的映射

虚拟地址空间：

每个进程都有自己的虚拟地址空间，分别标为“virtual address space 1”和“virtual address space 2”
每个虚拟地址空间大小可以达到 256TB
虚拟地址空间被分成虚拟页面（virtual page），每个虚拟页面为4KB

物理地址空间：

物理内存空间被分成物理页面（physical page），这些页面与虚拟地址空间中的虚拟页面大小一致（也是 4KB）

地址映射：

Process 1 的虚拟地址空间中 0-4KB 的虚拟页面映射到物理地址空间中的 8-12KB 物理页面。
Process 2 的虚拟地址空间中 0-4KB 的虚拟页面映射到物理地址空间中的 0-4KB 物理页面。

2.2.3 拥有虚拟内存的系统（Page based）

这张图片展示了基于分页机制的虚拟内存系统的工作原理，解释了虚拟地址如何通过页表转换为物理地址。

页表（Page Table）：
- 它是一个映射表，用于将虚拟地址转换为物理地址
- 每个虚拟页面（虚拟地址的固定大小块）通过页表映射到对应的物理页面（物理地址的固定大小块）
- 页表是由操作系统管理的，每个进程通常有自己独立的页表，这样不同进程的虚拟地址空间不会相互干扰
地址转换：
- 地址转换（Address Translation）是通过查找页表实现的
- 当 CPU 想要访问某个虚拟地址时，会查询页表以找到对应的物理地址。如果映射存在，虚拟地址被转换成物理地址并访问相应的物理内存
- 如果虚拟地址没有对应的物理页面，可能会发生页缺失（page fault），此时需要从磁盘（Disk）中加载所需页面到物理内存中

2.2.4 虚拟页面、物理帧/页（Virtual Pages, Physical Frames）

Virtual address space divided into pages
- 虚拟地址空间划分为多个页
Physical address space divided into frames
- 物理地址空间划分为多个物理帧
虚拟页面可以映射到：
- 物理帧（如果该页在物理内存中）
- 磁盘中的某个位置（如果该页不在物理内存中）
如果访问的虚拟页不在内存中，而在磁盘上：
- 虚拟内存系统将该页从磁盘载入物理页，并建立映射关系 —— 这称为需求分页
页表（Page Table）是存储虚拟页与物理页框映射关系的表

2.2.5 物理内存作为缓存

换句话说，物理内存是用于存储在磁盘上的页面的缓存。

事实上，在现代系统中，它是一个全关联缓存（虚拟页面可以映射到任何物理帧）

与我们之前讨论的缓存问题类似，这里也有类似的问题：

放置：如何在缓存中放置或找到一个页面？
替换：当缓存空间不足时，移除哪个页面以腾出空间？
管理粒度：页面应该是大、小还是统一大小？
写入策略：如何处理写操作？是写回还是其他策略？

2.2.6 虚拟内存定义

很多概念都可以进行类比：

页面大小（Page Size）：一次从硬盘传输到 DRAM 的内存量
地址转换（Address translation）：从虚拟地址确定物理地址
页表（Page table）：用于将虚拟地址转换为物理地址（并查找关联数据的位置）

2.2.7 虚拟地址和物理地址

大多数访问都在物理内存中进行
但程序看到的虚拟内存容量很大

Example：

虚拟页面映射到物理页面的灵活性使得物理内存可以作为一个缓存，存储当前活跃的页面，同时支持地址空间隔离和更大的虚拟地址空间。

2.3 地址转换（Address translation）

虚拟内存和物理内存被分成若干页

如上图所示，虚拟内存和物理内存都被划分为页（pages），每页大小为8KB。

虚拟地址（Virtual Address）分为两部分：
- 虚拟页号（Virtual Page Number）：用于定位虚拟内存中的具体页。
- 页内偏移（Page Offset）：13位偏移量，用于指定该页内的具体位置。
物理地址（Physical Address）分为两部分：
- 物理页号（Physical Page Number）：虚拟页号通过页表转换得到的物理页号。
- 页内偏移（Page Offset）：与虚拟地址中的偏移保持不变，直接映射到物理地址的偏移位置。

页表（Page Table）： 每个进程有自己独立的页表。虚拟页号 (VPN) 作为页表的索引，用于在页表中查找对应的页表条目 (PTE)。
页表条目 (Page Table Entry, PTE)： 每个 PTE 提供与页面相关的信息，包括有效位 (valid) 和物理帧号 (PFN)。有效位指示页面是否在内存中。如果有效位为 0，表示页面不在内存中，会触发缺页异常 (page fault)。
物理地址生成： 通过查找页表，获取对应的物理帧号 (PFN)，然后与页偏移 (page offset) 结合生成物理地址。

参数定义：
- \(P=2^p\)：页面大小，以字节为单位。
- \(N=2^n\)：虚拟地址空间大小。
- \(M=2^m\)：物理地址空间大小。
页偏移位在转换过程中不会改变。

2.3.1 Example

如上图所示：

系统配置：
- 虚拟内存大小：\(2\ GB = 2^{31}\ bytes\)
- 物理内存大小：\(128\ MB = 2^{27}\ bytes\)
- 页大小：\(4\ KB = 2^{12}\ bytes\)
组织结构：
- 虚拟地址：31 位
- 物理地址：27 位
- 页偏移：12 位
- 虚拟页数量 = \(2^{31} / 2^{12} = 2^{19}\)（虚拟页号占 19 位）
- 物理页数量 = \(2^{27} / 2^{12} = 2^{15}\)（物理页号占 15 位）

2.3.2 我们如何翻译地址？

页表（Page Table）
- 每个虚拟页面都有页表条目
每个页表条目都有：
- 有效位（Valid bit）：虚拟页是否位于物理内存中（如果不是，则必须从硬盘获取）
- 物理页码（Physical page number）：虚拟页在物理内存中的位置
- （替换策略，脏位）

2.3.3 页表访问

我们如何访问页表？
页表基址寄存器（Page Table Base Register, PTBR）（x86 中为 CR3）
页表限制寄存器（Page Table Limit Register, PTLR)
如果虚拟页号 (VPN) 超出范围（超过 PTLR），则表示该进程未分配此虚拟页 -> 产生异常
页表基址寄存器是进程上下文的一部分
- 就像程序计数器 (PC)、状态寄存器和通用寄存器一样
- 当进程进行上下文切换时需要加载

2.3.4 页表地址转换Example

示例页表：

2.3.4.1 Example1

虚拟地址结构：虚拟地址由虚拟页号 (VPN) 和页偏移组成。在上图中，虚拟地址的虚拟页号为 0x00002，页偏移为 47C。

页表的索引：页表使用 VPN 作为索引，用于查找对应的物理页号 (PPN)。在图片中，页表中每一行代表一个页面映射条目，其中“V”位表示该条目是否有效。

页表基址寄存器 (PTBR)：页表位于物理内存中，通过页表基址寄存器 (PTBR) 指定其起始地址。PTBR 提供了访问页表的入口。

页表提供 PPN：页表条目中包含物理页号 (PPN)。对于 VPN 为 0x00002 的条目，页表给出了相应的物理页号 0x7FFF。

地址转换：最终的物理地址由 PPN 和页偏移组合而成。在这个例子中，转换得到的物理地址是 0x7FFF47C。

页偏移不变：在地址转换过程中，页偏移部分不发生变化，直接从虚拟地址传递到物理地址。

2.3.4.2 Example2

我们首先需要找到包含对应 VPN 转换的页表条目。
在地址 PTBR + VPN * PTE-size 处查找 PTE。

Problem：虚拟地址 0x5F20 的物理地址是什么？

Problem：虚拟地址 0x73E0 的物理地址是什么？invalid，需要去Disk找

2.3.5 内存层次结构属性

虚拟内存页可以放置在物理内存中的任意位置（全相联）。
替换通常使用 LRU 策略（因为缺页的代价很大，所以我们可以投入一些努力来减少缺页）。
使用页表（按虚拟页号索引）将虚拟页号转换为物理页号。
内存-磁盘层次结构可以是包含式或排除式，写策略为写回（write-back）。

3. 虚拟内存面临的一些挑战

3.1 页表（Page Table）挑战

Challenge 1: Page table is large 页表很大
- 至少有一部分需要位于物理内存中
- 解决方案：多级页表
Challenge 2：每个指令获取或数据访存至少两次内存访问：
1. 一个用于地址转换（页表读取）
2. 一个是使用物理地址访问数据（地址转换后）
- 两次内存访问指令获取或数据访存会大大降低执行时间
  - 加快地址转换速度
Challenge 3：我们什么时候进行与缓存访问相关的转换？

3.2 Challenge1：页表大小

64 位虚拟地址（VA）被分成两部分，前52位是虚拟页号（VPN），后12位是页偏移（Page Offset），经过地址转换后变为 40 位物理地址（PA）。

假设 64 位 VA 和 40 位 PA，页表有多大？
- \(2^{52}个条目 \times 4\ bytes \approx 2^{54}\ bytes\)
- 而这仅仅是针对一个进程！而且该进程可能并没有使用整个虚拟机空间！

解决方法：多级页表

将页表组织成层次结构，这样只有一小部分的第一级页表需要位于物理内存中。

一级页表必须位于物理内存中
物理内存中只能保留所需的二级页表

对于 N 级页表，我们需要 N 次访问页表才能找到 PTE

x86 架构示例：

上图展示了线性地址到物理地址的映射过程，采用了两级页表的地址转换机制。这是一个基于 4KB 页表大小、32位物理地址空间的例子。

线性地址空间：线性地址由“目录”（Dir）、“表项”（Table）和“偏移”（Offset）三部分组成。这些字段用于索引分页结构以找到对应的物理地址。
页目录和页表：
- 页目录（Page Directory）：线性地址的“目录”部分用于索引页目录，从而找到对应的页目录项（Pg. Dir. Entry）。
- 页表（Page Table）：页目录项指向页表的位置。线性地址的“表项”部分用于索引页表，找到对应的页表项（Pg. Tbl. Entry）
物理地址：
- 页表项包含了指向具体物理页面的地址。在页表项中找到物理页面后，再加上线性地址中的“偏移”部分，就得到了完整的物理地址。
CR3寄存器：CR3寄存器保存页目录的物理地址，在地址转换时用于定位页目录。

优点：这种方法在不需要用到所有虚拟地址空间时特别有效，因为每一级的页表只有在需要时才会分配，从而减少了内存的浪费。

x84-64的4级页表：

3.3 Challenge2：至少两次内存访问

Idea：使用一种硬件结构来缓存页表项（PTE） → 转译后备缓冲区（Translation lookaside buffer，TLB）
TLB 未命中时该如何处理？
- 替换哪个 TLB 条目？
- 谁来处理 TLB 未命中？硬件还是软件？
页面错误时该如何处理？
- 从物理内存中替换哪个虚拟页？
- 谁来处理页面错误？硬件还是软件？

3.3.1 转译后备缓冲区（Translation lookaside buffer，TLB）

Idea：将页表条目（PTE）缓存在处理器的硬件结构中，以加快地址转换
Translation lookaside buffer（TLB）：
- 缓存最近使用的 PTE
- 将大多数指令获取和数据访存所需的内存访问次数减少到只有一个
页表访问具有很大的时间局部性
- 数据访问具有时间和空间局部性
- Large page size (say 4KB, 8KB, or even 1-2GB)
- 连续的指令和访存大概率会访问同一页面
TLB
- 小：在 ~ 1 个周期内访问
- 一般为 16 - 512 个条目
- 高关联性
- \(>95-99\%\) 的典型命中率（取决于工作量）
- 将大多数指令获取和加载/存储的内存访问次数减少到只有一次

3.3.2 使用 TLB 加快地址转换速度

本质上是最近地址转换的缓存
- 避免每次引用都进入页表

Index：使用虚拟页号（VPN）的低位作为索引，用于快速查找对应的条目。
Tag：使用 VPN 的未使用位和进程 ID 组成标签，用于确保唯一识别虚拟页。
Data：存储页表项（PTE）的内容，即物理页号（PPN）。
Status：记录状态信息，如条目的有效性（valid）和是否被修改（dirty）。

流程：

输入的虚拟地址由 VPN 和页偏移（Page offset）组成。
使用 VPN 与 TLB 的索引匹配，通过标签验证条目是否有效。
如果找到有效条目，将物理页号与页偏移组合得到物理地址。
如果没有找到有效条目（TLB 缺失），则需要查找页表。

3.3.3 处理 TLB Misses

TLB容量很小，无法容纳所有PTE
- 某些转译不可避免地会在TLB中miss
- 必须访问内存才能找到合适的PTE
  - 称为走页目录/表
  - 性能损失大
谁来处理 TLB 的miss？硬件还是软件？

方法 1. 硬件管理（如 x86）

硬件执行走页（page walk）操作
硬件获取 PTE 并将其插入 TLB
- 如果 TLB 已满，条目将替换另一个条目
对系统软件透明完成

方法 2. 软件管理（如 MIPS）

硬件引发异常
操作系统执行走页（page walk）操作
操作系统获取 PTE
操作系统在 TLB 中插入/删除条目

3.4 Challenge3：什么时候进行与缓存访问相关的转换

TLB 和 L1 缓存之间的关系
- 地址转换和缓存
何时进行地址转换？
- 在访问 L1 缓存之前还是之后？

4. 虚拟内存支持和示例

4.1 支持虚拟内存

虚拟内存需要硬件和软件的支持：

页表存储在内存中
可以缓存在称为转译后备缓冲区（TLB）的特殊硬件结构中

硬件组件称为 MMU（memory management unit 内存管理单元）：

包括页表基地址寄存器、TLB 和页表遍历器

软件的职责是利用 MMU 来：

填充页表，并在物理内存中决定替换哪些页面
在进程切换时更改页表寄存器（以使用当前运行线程的页表）
处理页错误并确保正确的映射

4.2 地址转换

页大小由 ISA（指令集架构）指定

目前常用的页大小：4KB、8KB、2GB……（小页和大页混合使用）
权衡因素？（类比缓存块）

每个虚拟页都有一个页表项（PTE）

页表项（PTE）中包含什么内容？

4.3 页表项 (Page Table Entry，PTE) 的内容

页表是物理内存数据存储的“Tag Store”：

一个虚拟内存和物理内存之间的映射表

页表项（PTE）是内存中虚拟页的“Tag Store Entry”：

需要一个有效位（valid bit）来指示在物理内存中的有效性/存在性（图中对应“Present/Absent”位）
需要标签位（物理帧号 PFN）来支持地址转换（图中对应“Frame Number”位）
需要位来支持替换机制（图中对应“Reference”位）
需要一个脏位（dirty bit）来支持“写回缓存”
需要保护位（protection bits）来启用访问控制和保护

4.4 页面故障（Page Fault）(“A Miss in Physical Memory”)

如果页面不在物理内存中而在磁盘中：

页面表条目（Page Table Entry）会指示该虚拟页面不在内存中。
访问此类页面会触发页面错误异常（Page Fault Exception）。
操作系统的异常处理程序会被调用，将数据从磁盘移动到内存中。
在此期间，其他进程可以继续执行。
操作系统可以完全控制数据的放置。

Before Fault（发生页面错误之前）：

CPU试图访问一个虚拟地址，对应的页面表项指示页面并不在物理内存中。
页面在磁盘中，所以页面表中没有有效的物理地址。
操作系统检测到页面错误，触发异常处理，将页面从磁盘加载到物理内存中。

After Fault（页面错误处理完成后）：

处理程序完成后，页面被成功加载到物理内存中。
页面表项更新，现在指向物理内存中的实际地址。
CPU再次访问该虚拟地址时，可以直接通过更新后的页面表找到物理地址。

4.5 地址转换：Page Hit

上图展示了处理器通过MMU（内存管理单元）将虚拟地址转换为物理地址，并从缓存或内存中获取数据的过程。

处理器发送虚拟地址（VA）到MMU：处理器生成一个虚拟地址（VA）并将其发送给MMU，以请求访问存储在内存中的数据。

2-3. MMU从内存中的页表获取PTE（页表项）：MMU使用虚拟地址查找页表项（PTE），以获取虚拟地址和物理地址之间的映射关系。如果页表项不在TLB中，MMU会从内存中获取相应的PTE。

MMU从页表获取PTE并生成物理地址（PA）并发送到一级缓存（L1 Cache）：通过PTE中的信息，MMU将虚拟地址转换为物理地址（PA），转换后的物理地址传递给L1缓存，从而加快数据访问速度。
L1缓存将数据字发送到处理器：L1缓存从相应的物理地址获取数据，并将数据字传回处理器，完成数据请求。

4.6 地址转换：Page Fault

上图展示了在地址转换过程中发生缺页异常（Page Fault）的处理过程。

处理器发送虚拟地址（VA）到MMU：处理器生成一个虚拟地址并将其发送给MMU，MMU负责将虚拟地址转换为物理地址。
MMU从页表中获取页表项地址（PTEA）：MMU通过虚拟地址查找对应的页表项地址（PTEA）以获取页表项（PTE）。
MMU从页表中获取页表项（PTE）：MMU访问内存中的页表项（PTE），以确定虚拟地址是否在物理内存中。
有效位（valid bit）为0，MMU触发缺页异常：如果页表项中的有效位为0，表示该页面不在物理内存中，MMU触发缺页异常（Page Fault Exception），将控制权交给缺页异常处理程序。
异常处理程序识别替换页面，如果页面是脏页，则写回磁盘：异常处理程序选择一个页面作为“牺牲页”（Victim Page），如果该页面是脏页，则将其内容写回磁盘，以便腾出空间。
异常处理程序从磁盘加载新页面，并更新内存中的页表项（PTE）：异常处理程序从磁盘加载所需的页面到物理内存中，并更新页表项，使得虚拟地址可以正确映射到新的物理地址。
处理程序返回原进程，重新执行引发缺页的指令：在页面加载完成后，处理器重新执行引发缺页的指令，使用正确的物理地址完成操作。

4.7 缓存 vs. 页面替换

物理内存（DRAM）是 Disk 的缓存
- 通常由系统软件通过虚拟内存子系统进行管理
页面替换与缓存替换类似
页表是物理内存数据存储的 "tag store"
区别是什么?
- 缓存与物理内存的访问速度要求
- 缓存与物理内存的 block 数
- 找到替代候选块的 "可容忍 "时间（Disk 与内存的访问延迟）
- 硬件与软件的作用

4.8 页面替换算法

如果物理内存已满（即可用物理页列表为空），则在错页时要替换哪个物理页？
使用 True LRU 是否可行？
- 4GB 内存，4KB 页面，排序的可能性有多少？
- 一共有 \(4GB/4KB=1000000\)，因此排序可能性为其阶乘 \(1000000!\)
现代系统使用 LRU 的近似算法
- 例如 CLOCK 算法
以及考虑到使用 "频率 "的更复杂算法
- e.g. ARC算法

4.9 时钟页面替换算法

上图为 时钟页面替换算法 的工作原理。该算法用于决定在内存不足时需要将哪个页面置换出去，以便为新页面腾出空间。具体内容如下：

循环链表：操作系统会在内存中保持一个物理帧的循环列表。这个循环列表就像一个时钟的表盘，每个物理帧对应一个“钟点”。
指针（Hand）：CLOCK算法使用一个“指针”或“手”（hand），指向最近被检查的帧。当需要进行页面置换时，指针会顺时针扫描列表，寻找合适的页面来置换。
引用位（R 位）：当一个页面被访问时，其页表项（PTE）中的引用位（R 位）会被设置为1，以表示该页面最近被使用过。
替换规则：
- 当需要替换页面时，CLOCK算法从指针所指的物理帧开始，顺时针扫描列表。如果找到一个引用位（R 位）为0的帧，就选择它作为替换目标。
- 如果扫描到的帧的R位为1，则将其清零，然后继续移动指针寻找下一个帧，直到找到R位为0的帧为止。
指针更新：当找到一个合适的页面进行置换后，指针会指向下一个帧，准备进行下一次置换。

CLOCK 算法的优势：

CLOCK算法是一种改进的 FIFO 置换算法，它利用引用位来判断页面是否在近期被访问，避免频繁地置换活跃页面。
通过循环遍历的方式，CLOCK算法实现了页面的“近似LRU”置换，但实现成本低于真正的LRU算法。

posted @ 2024-11-12 23:18 Astron_fjh 阅读(127) 评论(0) 编辑收藏举报

刷新页面返回顶部

Astron-fjh