Lec 05 内存地址翻译

Lec 05 内存地址翻译

(参考来源：上海交通大学并行与分布式系统研究所+操作系统课程ppt)
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Contents

1. 内存管理

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1.1 物理内存

  • 常说的“内存条”就是指物理内存
  • 数据从磁盘中加载到物理内存后，才能被CPU访问
    -- 操作系统的代码和数据
    -- 应用程序的代码和数据

1.2 早期系统

  • 硬件
    -- 物理内存容量小
  • 软件
    -- 单个应用程序 + （简单）操作系统
    -- 直接面对物理内存编程
    -- 各自使用物理内存的一部分

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1.3 多重编程时代

  • 多用户多程序
    -- “发生在共享单车前的共享计算机”

  • 分时复用CPU资源
    -- 保存恢复寄存器速度很快

  • 如何共享物理内存资源？

1.分时复用物理内存资源

-- 将全部内存写入磁盘开销太高

2.同时使用、各占一部分物理内存
-- 缺乏安全性/隔离性
-- 如何不被物理内存容量限制？

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在编译语言中，编译器会对每一行指令，生成一个地址编码

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1.4 虚拟地址空间易于程序开发

  • 编译器面临的问题
    -- 如果某个地址的物理内存被别人占用了怎么办？
    • 例如：0x400000
      -- 如果物理内存大小不够怎么办？
  • 解决：编译器假设应用运行时，会独占所有内存，且内存足够大
    -- 内存大小：\(2^{32}\) Byte，或\(2^{64}\) Byte，称为“虚拟内存空间”
    -- 编译器基于该假设进行内存布局，并生成指令
  • 谁来实现这个假设？CPU+操作系统
    -- 思路：地址映射（虚拟地址翻译到物理地址）
    -- 由CPU将虚拟地址翻译到物理地址，由操作系统来配置如何翻译

1.5 物理地址(physical address, pa)

  • 物理内存可以看成由连续字节组成的数组
    -- 每个字节都有唯一的物理地址

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1.6 虚拟地址(virtual address, va)

  • Memory Management Unit （MMU）
    -- 按照规则将虚拟地址翻译成物理地址

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1.7 主流翻译规则：分页机制

  • 分页机制
    -- 虚拟地址空间划分成连续的、等长的虚拟页
    -- 物理内存也被划分成连续的、等长的物理页
    -- 虚拟页和物理页的页长相等
    -- 虚拟地址分为：虚拟页号 + 页内偏移
  • 使用页表记录虚拟页号到物理页号的映射
    -- 页表：Page Table

1.8 页表：分页机制的核心数据结构

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1.9 分页机制的特点

  • 物理内存离散分配
    -- 任意虚拟页可以映射到任意物理页
    -- 大大降低对物理内存连续性的要求

  • 主存资源易于管理，利用率更高
    -- 按照固定页大小分配物理内存
    -- 能大大降低外部碎片和内部碎片

  • 被现代处理器和操作系统广泛采用

1.10 基于分页的地址翻译

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页内偏移不会因为翻译而改变，只会由页面大小决定。

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1.11 通过页表进行地址翻译

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页表：

  • 存储在屋里内存中。由OS进行维护。
  • 起始地址存放在页表基地址寄存器中。

1.12 内存地址翻译示例

  • 假定一种地址格式
    -- 14 位虚拟地址
    -- 12 位物理地址
    -- 页大小 = 64 字节 (6位)
  1. 确定我们的虚拟地址(虚拟页号+虚拟页内偏移)以及物理地址(物理页号+物理页内偏移)

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我们有虚拟地址0x03D4.
虚拟地址
00 0011 1101 0100
页大小64字节，6位，因此虚拟页号为0000 1111
查看我们的页表，有物理页号是0D.
因此我们的物理地址为
0011 0101 0100
也就是0x354。

2. 多级页表

2.1 单级页表存在的问题

对于有14位的虚拟地址，12位的物理地址，页表本身将会有：

  1. 假设32位的地址空间，页大小为4K，页表项则为4字节。
  2. 假设64位的地址空间，页大小为4K，页表项则为8字节。
  • 对于32位的地址空间
    -- \(2^{32}/4K * 4=4MB\)
    -- \(2^{64}/4K * 8=33,554,432GB\) !

单级页表会导致占有的空间过大！

2.2 多级页表

  • 多级页表能够有效压缩页表的大小。
  • 原因：允许页表出现空洞
    -- 若某个页表页中的某个页表项为空，那么其对应的下一级页表页就无需存在。
    -- 应用程序的虚拟地址空间大部分都未分配

2.3 AArch64 体系结构下4级页表

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页表占用16K，虚拟地址范围？

  • 我们有：
  • 一个页表项8Byte，64位
  • 一张页表页有\(2^9\)个页表项，\(2^{12}Byte=4KB\)
  • 根据四级页表结构，我们就有：一张0级页表（一个页表项），一张一级页表（一个页表项），一张二级页表（一个页表项），一张三级页表（可以全满），也就是\(2^{9}个\)页表项。
  • 那么，每个三级页表项可以寻找到\(2^{12}\)个地址。因为是按字节寻址，因此一个地址为1个Byte，也就是\(2^{12}Byte\).
  • 那么这样，我们总共有寻址空间：\(2^9\cdot 2^{12}=2^{21}Byte=2MB\).
    因此虚拟地址范围为2MB。

2.4 多级页表节省内存

假设进程只用到0，1，\(2^{36}-1\)三个虚拟页

  • 单级页表，需要\(2^{36}\)个页表项，占用\(2^{39}Byte\).
  • 四级页表，需要一个0级页表（2个页表项），两个一级页表（每个一个页表项），两个二级页表（每个一个页表项），两个三级页表（三个页表项2+1）。因此总共为2+2+2+1=7，也就是28KB。

？ 1.多级页表一定比单级页表占用的少？
不一定。如果应用占用了大量的虚拟空间（例如占用了\(0~2^9-1\)的所有空间，此时单级页表将要比多级页表少占用空间。多级页表的优势在于当应用程序占用跨度大但是不多的虚拟空间时，可以节省存储空间。

？ 2.虚拟地址0xFFF8080604FFF对应的各级页表的索引？
分为虚拟页号+页内偏移。
我们有
1111_111111111_000000010_000000011_000000100_111111111111
因此0级页表索引第511项，1级页表索引第2项，2级页表索引第3项，3级页表得到真实物理页号为4，页内偏移为511.
？ 3. 若在页表中填写\(0\thicksim16M\)的映射，页表需要占用？

  • 我们有：\(16MB=2^{4}\cdot 2^{20}B\)个映射。
  • 这样我们有：\(24=12+9+3\)这样我们需要8张三级页表（满表），1张二级页表（8项），1张一级页表（1项），1张0级页表（1项）
  • 这样空间占用则为: 44KB。

2.5 页表基地址寄存器

  • AARCH64
    -- 两个页表基地址寄存器：TTBR0_EL1 & TTBR1_EL1
    • MMU根据虚拟地址第63位选择使用哪一个
      -- 以Linux为例
    • 应用程序（地址首位为0）：使用TTBR0_EL1
    • 操作系统（地址首位为1）：使用TTBR1_EL1
  • X86_64
    -- 一个寄存器：CR3（Control Register 3）

2.6 页表使能

  • 机器上电会先进入物理寻址模式
    -- 系统软件配置控制寄存器使能页表进入虚拟寻址模式
  • aarch64
    -- SCTLR_EL1，System Control Register, EL1.
    -- 第0位（M位）置1，即在EL0和EL1权限级使能页表
  • X86_64
    -- CR4，第31位（PG位）置1，即使能页表!
    操作系统运行过程中使用虚拟地址。实际执行时通过页表等翻译成物理地址。

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3 页表项

  • 每级页表有若干离散的页表页
    -- 每个页表页占用一个物理页
  • 第 0 级（顶层）页表有且仅有一个页表页
    -- 页表基地址寄存器存储的就是该页的物理地址
  • 每个页表页中有 512 个页表项
    -- 每项为 8 个字节（64位），用于存储物理地址和权限

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  • V（Valid）：当访问时V=0，则触发缺页异常
  • UXN（Unprivileged eXecute Never）：用户态不可执行（例如栈）
  • PXN（Privileged eXecute Never）：内核态不可执行（防止内核执行用户代码）
  • AF（Access Flag）：当访问时，MMU标记该位
  • AP（Access Permissions）
  • DBM （Dirty Bit）： 51位，ARMv8.1-TTHM特性支持

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  • 有效的0-2级页表项
  • 第1位为0表示PFN指向大页
  • 第1位为1表示PFN指向下一级页表

4 TLB：加速地址翻译，缓存页表项

  • Tradeoff是计算机中经典而永恒的话题
  • 多级页表的设计是典型的用时间换空间的设计
    -- 优点：压缩页表大小
    -- 缺点：增加了访存次数（逐级查询）
    • 1次内存访问，变成了5次内存访问

如何降低地址翻译的开销？

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  • TLB 位于CPU内部，是页表的缓存
    -- Translation Lookaside Buffer
    -- 缓存了虚拟页号到物理页号的映射关系
    -- 有限数目的TLB缓存项
  • 在地址翻译过程中，MMU首先查询TLB
    -- TLB命中，则不再查询页表 （fast path）
    -- TLB未命中，再查询页表

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4.1 地址翻译

  • 虚拟地址（VA）构成
    -- VPO（Virtual page offset），虚拟页偏移
    -- VPN（Virtual page number），虚拟页号
    • TLBI（TLB index）
    • TLBT（TLB tag）
  • 物理地址（PA）构成
    -- PPO（Physical page offset），物理页偏移
    -- PPN（Physical page number），物理页号

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4.2 TLB刷新

  • TLB 使用虚拟地址索引
    -- 当OS切换进程页表时需要全部刷新

  • AARCH64上内核和应用程序使用不同的页表
    -- 分别存在TTBR0_EL1和TTBR1_EL1
    -- 使用的虚拟地址范围不同
    -- 系统调用过程不用切换

  • 刷新TLB的相关指令
    -- 清空全部 TLBI VMALLEL1IS
    -- 清空指定ASID相关 TLBI ASIDE1IS
    -- 清空指定虚拟地址 TLBI VAE1IS

4.3 TLB刷新导致的开销降低

  • 硬件特性ASID（AARCH64）： Address Space ID
    -- OS为不同进程分配8位或16位 ASID
    • ASID的位数由TCR_EL1的第36位（AS位）决定
    • OS负责将ASID填写在TTBR0_EL1的高8位或高16位
      -- TLB的每一项也会缓存ASID
    • 地址翻译时，硬件会将TLB项的ASID与TTBR0_EL1的ASID对比
    • 若不匹配，则TLB miss
  • 使用了ASID之后
    -- 切换页表（即切换进程）后，不再需要刷新TLB，提高性能
    -- 修改页表映射后，仍需刷新TLB（为什么？）
    需要对地址映射进行更新否则会导致页表错误

4.4 页表和多核

  • OS修改页表后，需要刷新其它核的TLB吗？
    -- 需要，因为一个进程可能在多个核上运行
  • OS如何知道需要刷新哪些核的TLB？
    -- 操作系统知道进程调度信息
  • OS如何刷新其他核的TLB？
    -- x86_64: 发送IPI中断某个核，通知它主动刷新
    -- AARCH64: 可在local CPU上刷新其它核TLB
    调用的ARM指令：TLBI ASIDE1IS

4.5 多级页表的优势

  • 高效使用物理内存
    -- 使用 DRAM 作为虚拟地址空间的缓存

  • 简化内存管理
    -- 每个进程看到的是统一的线性地址空间

  • 更强的隔离与更细的权限控制
    -- 一个进程不能访问属于其他进程的内存
    -- 用户程序不能够访问特权更高的内核信息
    -- 不同内存页的读、写、执行权限可以不同

每个进程拥有其独立的内存空间
  • 不同进程互不干扰
    -- 仿佛独占所有内存
  • 绝大部分地址段均可用
    -- 除了顶部的内核地址区域

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灵活的虚拟内存-物理内存映射
  • 每个虚拟页都可以被映射到任意物理页
  • 一个虚拟页可以在不同的时刻存储在不同的物理页中

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可在不同进程之间共享内存
  • 不同虚拟地址空间的虚拟内存页可映射到相同的物理页

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基于虚拟内存实现内存保护
  • 不同的进程对相同的物理页拥有不同的权限
    -- 通过页表项中的权限位来控制

总结

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posted @ 2024-11-12 13:48  木木ちゃん  阅读(161)  评论(0)    收藏  举报