存储管理

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存储管理

TLB基本原理

TLB实际上是操作系统中页表的Cache

TLB主要负责完成用户空间到物理空间的转化

  • 一般与Cache访问同时进行
  • TLB内容：虚地址（Cache的Tag），物理地址（Cache的 Data），保护位（Cache的状态）
  • TLB失效处理 • TLB失效时需要把相应页表内容从内存取到TLB
  • TLB失效时硬件（如X86的page walker）和软件（如MIPS的特殊例外）来填充TLB

TLB例外类型

  • Refill :

    • 如果查找TLB没有找到一个虚地址匹配（VPN2+ASID/G）

    • 例外入口：80000000 （除非exl=1） （由于TLB失效比较频繁，这里是一个单独的例外入口，不用查找，比较快）

  • TLB invalid

    • 如果找到一个虚地址匹配项，但其v=0（无效）
    • 例外入口：80000180
    • 细分为两种：TLBL for loads, TLBS for stores

  • TLB modify ：

    • 如果找到一个虚地址匹配项，其v=1，但D=0且访问为store

    • 例外入口80000180

mips tlb

TLB一项对应两个连续的物理地址（一个虚拟地址对应两项）

image-20240113204657916

TLB例外次数计算

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Array=(int*)malloc(0x1000)

执行上面的语句后， 用户程序malloc(0x1000)返回虚地址0x450000

操作系统在该进程的vma_struct链表中记录地址范围0x450000-0x4501000为已 分配地址，可读可写。此时分配了虚拟地址但是物理地址还没有分配。

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For (I=0;I<1024;I++) Array[i] = 0

用户程序试图写0x450000，TLB查找失败，引起一次 tlb refill例外

Tlb refill从相应页表位置取入页表内容填入TLB。但该页表还没初始化

例外返回到用户程序，重新开始访问 ：TLB表项找到，但是无效，发生TLB Invalid例外

操作系统查找vma_struct，判断该地址已分配，处于可写状态，因此为它分配物理页面，并将物理地址填入页表，更新TLB ，例外返回，写操作再次重试，成功。

用户程序继续写0x450004,008…，因为TLB项已经存在，将全速运行，除非中间 发生进程切换导致其TLB项被换出。如果发生被换出的情况，再次运行时将发生 refill例外从页表取得有效内容，不会再发生invalid例外（refill例外频率>>invalid)）

为什么要分成两次例外

因为TLB更容易失效，而内存（比较大）相对不容易失效。

TLB verilog简单实现

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module tlb_cam(vpn_in, pfn_out, hit, valid_out); 
 
input [33:0] vpn_in; 
output [25:0] pfn_out; 
output hit; 
output valid_out; 
 
reg[60:0] cam_content [63:0];//[60:60] valid [59:34] pfn [33:0] vpn 
wire [63:0] entry_hit; 
 
assign entry_hit[0] = (vpn_in==cam_content[0][33:0]); 
assign entry_hit[1] = (vpn_in==cam_content[1][33:0]); 
…… 
assign entry_hit[63] = (vpn_in==cam_content[63][33:0]); 
 
assign hit = |entry_hit; 
 
assign pfn_out = {26{entry_hit[ 0]}} & cam_content[0][59:34] | 
 {26{entry_hit[ 1]}} & cam_content[1][59:34] | 
…… 
 {26{entry_hit[63]}} & cam_content[63][59:34]; 
 
assign valid_out = entry_hit[ 0] && cam_content[ 0][60] || 
 entry_hit[ 1] && cam_content[ 1][60] || 
 … 
 entry_hit[63] && cam_content[63][60]; 
endmodule