L12 TLB

Size: px

Start display at page:

Download "L12 TLB"

慰肉寇
5 years ago
Views:

1 Lecture 6: TLB

2 TLBs --- Making Address Translation Fast 问题 : 一次内存引用要访问几次内存? 0 / / 2 / 3 次? 把经常要查的页表项放到 Cache 中, 这种在 Cache 中的页表项组成的页表称为 Translation Lookaside Buffer or TLB( 快表 ) 虚页号分成 tag+index,tag 用于和页表项中的 tag 比较, index 用于定位需要比较的表项 Virtual Address Physical Address Dirty Ref Valid Access (tag) 对应物理页框号 TLB 全相联时, 则没有 index, 只有 Tag, 虚页号需与每个 Tag 比 ; 若 TLB 组相联时, 则虚页号高位为 Tag, 低位为 index, 用作组索引

3 TLBs --- Making Address Translation Fast 问题 : 引入 TLB 的目的是什么? 减少到内存查页表的次数! virtual page # valid tag TLB page frame # 先由虚页号到 TLB 中找若 TLB 中的 V=0 或 Tag VA, 则到页表中找若页表中的 V=0, 则缺页, 到磁盘中找页表主存页表中需要 Tag 吗? 为什么? Physical memory Disk storage

4 Translation Look-Aside Buffers CPU VA hit PA miss3 CU miss TLB Cache Main Memory 页表 hit3 miss2 hit2 Miss: TLB 缺失 Page fault Miss2: 缺页 Miss3: /2 t PA 在主存中, 但不在 Cache 中 t 20 t

5 Translation Look-Aside Buffers 问题 :miss>>miss2, Why? 因为 TLB 中的项比主存中的页数少得多! TLB 缺失 (miss) 可以用硬件也可以用软件来处理 Miss 的处理 : 查内存页表, 若发生 hit2, 则将页表项装入 TLB 中, 并进行地址转换 ; 否则缺页, 引起相应的异常处理 TLB 的一些典型指标 : TLB 大小 :6~52 项块大小 :~2 项 ( 每个表项 4-8B) 命中时间 :0.5~ 个时钟周期缺失损失 :0~00 个时钟周期命中率 :90~99% 大多用全相联 : 命中率高, 因为小, 故成本不高采用随机替换策略 : 降低替换算法的开销采用回写策略 : 减少访问内存的次数

举例 : 三种不同缺失的组合可能,TLB 命中则页表一定命中, 但实际上不会查页表可能,TLB 缺失但页表可能命中, 信息在主存, 就可能在 Cache 可能,TLB 缺失但页表可能命中, 信息在主存, 但可能不在 Cache 可能,TLB 缺失页表可能缺失, 信息不在主存, 一定也不在 Cache 不可能, 页表缺失, 说明信息不在主存,TLB 中一定没有该页表项同上不可能, 页表缺失,

6 举例 : 三种不同缺失的组合可能,TLB 命中则页表一定命中, 但实际上不会查页表可能,TLB 缺失但页表可能命中, 信息在主存, 就可能在 Cache 可能,TLB 缺失但页表可能命中, 信息在主存, 但可能不在 Cache 可能,TLB 缺失页表可能缺失, 信息不在主存, 一定也不在 Cache 不可能, 页表缺失, 说明信息不在主存,TLB 中一定没有该页表项同上不可能, 页表缺失, 说明信息不在主存,Cache 中一定也没有该信息最好的情况应该是 hit hit hit, 此时, 访问主存几次? 不需要访问主存! 以上组合中, 最好的情况是什么? hit hit miss 和 miss hit hit 访存次以上组合中, 最坏的情况是什么? miss miss miss 介于最坏和最好之间的是什么? miss hit miss 需访问磁盘并访存至少 2 次不需访问磁盘但访存至少 2 次

7 P79 图 4.43 虚拟地址 TLB 页表缺页处理物理地址命中 cache 缺失主存

8 CPU 访存过程

9 分页式存储系统特点分页系统的特点优点 : 实现简单, 开销少因为只有进程的最后一个零头 ( 内部碎片 ) 不能利用, 故浪费很小缺点 : 由于页不是逻辑上独立的实体, 因此可能会出现如一条指令跨页等问题, 使处理管理管理保护和共享等都不方便

10 分段式虚拟存储器分段系统的实现程序员或 OS 将程序模块或数据模块分配给不同的主存段, 一个大程序有多个代码段和多个数据段构成, 是按照程序的逻辑结构划分而成的多个相对独立的部分 ( 例如, 过程子程序子程序数据表数据表阵列等 ) 段通常带有段名或基地址段名或基地址, 便于编写程序编译器优化和操作系统调编译器优化和操作系统调度管理段可作为独立逻辑单位被其他程序调用, 以形成段间连接, 产生规模较大的程序分段系统将主存空间按实际程序中的段来划分, 每个段在主存中的位置记录在段表中, 并附以段长项段表本身也是主存中的一个可再定位段因为段本身是程序的逻辑结构所决定的一些独立部分, 因而分段对程序员来说是不透明的 ( 而分页对程序员来说是透明的 )

11 段式虚拟存储器的地址映像物理地址 = 段起始地址 + 段内偏移 Faults ( 异常情况 ): 缺段 ( 段不存在 ): 装入位 = 0 地址出界 : 偏移量超出最大段长保护违例 : 访问操作不符合访问方式指定类型

12 段式虚拟存储器的地址变换图

13 分段式系统的特点分段式存储系统特点优点 : 段的分界与程序的自然分界对应, 故段具逻辑独立性, 易于编译管理管理修改和保护, 便于多道程序共享 ; 某些类型的段 ( 堆栈队列 ) 具有动态可变长度, 允许自由调度以有效利用主存空间缺点 : 段长各不相同, 起终点不定, 变化很大, 给主存分配带来麻烦, 且易在段间留下许多空余的零碎空间, 不好利用, 造成浪费 ( 例如 : 一个长段调出后, 调进一个短段就会造成碎区 )

14 段页式系统基本思想段页式存储器段页式结合页式结合程序按模块分段, 段内再分页, 进入主存仍以页为基本单位逻辑地址由段地址页地址和偏移量三个字段构成用段表和页表 ( 每段一个 ) 进行两级定位管理根据段地址到段表中查阅与该段相应的页表指针, 转向页表, 然后根据页地址从页表中查到该页在主存中的页框地址, 由此再访问到页内某数据

15 段页式虚拟存储器的地址变换

16 存储保护的基本概念什么是存储保护? 为避免主存中多道程序相互干扰, 防止某程序出错而破坏其他程序的正确性, 或某程序不合法地访问其他程序或数据区, 应对每个程序进行存储保护操作系统程序和用户程序都需要保护以下情况发生存储保护错地址越界 ( 转换得到的物理地址不属于可访问范围 ) 访问重定位键保护键保护环保护访问越权 ( 访问操作与所拥有的访问权限不符 ) 页表中设定权限访问属性的设定数据段可指定 R/W 或 RO; 程序段可指定 R/E 或 RO 最基本的保护措施 : 规定各道程序只能访问属于自己所在的存储区和共享区对于属自己存储区的信息 : 可读可写对共享区或已获授权的其他用户信息 : 可读不可写对未获授权的信息 ( 如 OS 内核页表等 ): 不可访问

17 存储保护的硬件支持为了对操作系统的存储保护提供支持, 硬件必须具有以下三种基本功能 : 支持至少两种运行模式 : 管理模式 (Supervisor Mode) 用于完成操作系统各种功能的进程为系统进程系统进程, 也称为内核 (Kernel) 进程管理 (Supervisor) 进程执行系统进程时处理器所处的模式称为执行系统进程时处理器所处的模式称为管理模式 (Supervisor Mode), 或称管理程序状态, 简称管态管态管理态管理态核心态用户模式 (User Mode) 完成非操作系统功能的进程称为用户进程, 当系统运行用户进程时, 处理器模式就是用户模式, 或称用户状态用户状态目标程序状态, 简称为目态目态或用户态使一部分 CPU 状态只能由系统进程写而不能由用户进程写 ( 只能读 ): 这部分状态包括 :User/Supervisor 模式位页表首地址页表首地址 TLB 等 OS 内核可以用特殊的指令 ( 一般称为管态指令 ) 来写这些状态提供让 CPU 在管理模式和用户模式相互转换的机制 : 异常和陷阱 ( 系统调用 ) 使 CPU 从用户模式转到管理模式 ; 异常处理中的返回指令 (return from exception) 使 CPU 从管理状态转到用户状态通过上述三个功能并把页表保存在 OS 的地址空间,OS 就可以更新页表, 并防止用户进程改变页表, 确保用户进程只能访问由 OS 分配给的存储空间

18 通过程序重定位进行存储区域保护把逻辑地址转换为实际的物理地址的过程称为地址转换或程序重定位重定位方式 : 静态 : 在装入前将所有地址全部转换为物理地址动态 : 靠硬件的地址转换机构来实现, 在程序执行过程中动态进行地址转换动态定位可实现程序在主存中的浮动程序重定位是通过逻辑地址加界 ( 即加基准地址 ) 来实现的通过对程序生成的地址进行越界判断, 可实现程序的保护对程序生成的地址进行判断, 若在界限内, 则说明没有越界, 否则访问越界

19 键保护和环保护方式进行存储区域保护键保护方式系统为每道作业设置一个保护键为某作业分配主存时, 根据它的保护键在页表中建立键标志进程运行时, 将程序状态寄存器中的键 ( 程序键 ) 和访问页的键 ( 存储键 ) 核对, 相符时才可访问该块, 如同锁与钥匙的关系为使某块能被各进程访问, 或某个进程可访问任何一块, 规定键标志为 0, 此时不进行核对工作例如, 操作系统有权访问所有块, 所以可让 OS 的程序状态字中的键为 0

20 键保护和环保护方式进行存储区域保护环保护方式主存中各进程按其重要性分为多个保护级, 各级别构成同心环最内环的进程保护级别最高, 向外逐次降低内环进程可以访问外环和同环进程的空间, 而外环不得访问内环进程空间系统进程的保护级别高, 环号小, 而用户进程大都处于外环 Pentium 采用该方案

L10 Virtual Memory

L10 Virtual Memory Lecture 5: Virtual Memory II 简单分区 (Partitioning) 主存分配 : 操作系统 : 固定用户区 : 分区简单分区方案 : 使用长度不等的固定长分区 (fixed-size partition) 当一个进程调入主存时, 分配给它一个能容纳它的最小的分区对于需 96K 的进程可分配 256K 的分区简单分区方式的缺点 : 因为是固定长度的分区, 故可能会浪费主存空间