現代的操作系統将可執行文件加載後，創建了進程，進程中每一條指令和數據都被分配了一個虛拟地址，CPU獲取到這個虛拟地址後，需要翻譯成内存的物理地址後，才能訪問指令和數據，本片文章闡述的重點就是虛拟地址翻譯物理地址的流程和實踐，因此分成2部分闡述

1.虛拟地址翻譯物理地址的流程?

2.舉一個例子實踐下?

當CPU第一次訪問虛拟地址時，虛拟地址所在的虛拟頁不在内存中，虛拟頁表項(PTE)也不在TLB中，因此需要執行的步驟比較多，如下圖

第一次訪問虛拟地址

1.處理器将虛拟地址(VA)送往MMU(内存管理單元)

虛拟地址格式

如上圖所示,虛拟地址長度為n,虛拟頁偏移量長度為p。

2.MMU獲取虛拟地址中的虛拟頁号(VPN)，然後将虛拟頁号發送給TLB(翻譯後備緩沖器),TLB根據虛拟頁号從TLB映射表中查詢PTE(頁表項即Page Table Entry)。

PTE(頁表項)

3.TLB(翻譯後備緩沖器)将查詢結果返回給MMU(内存管理單元)

4.MMU(内存管理單元)分析查詢結果是否有PTE(頁表項)，發現PTE為空，沒有命中,因此MMU根據頁表基址寄存器(PTBR)中的頁表起始地址加上虛拟頁号(VPN)，得出虛拟頁頁表項的物理地址PTEA（即Page Table Entry Address），然後将這個物理地址送往高速緩沖(L1)。

5.高速緩沖(L1)根據PTEA查詢内部的緩沖映射表，發現沒有找到PTEA映射的内容即PTE（頁表項），然後向内存請求PTEA下的内容。

6.内存将PTEA下的内容PTE，發送給高速緩沖(L1)，高速緩沖(L1)建立了PTEA和PTE的映射關系。

7.高速緩沖(L1)再次根據PTEA查詢内部的緩沖映射表，這次找到了，然後将PTE發送給TLB。

8~9.TLB收到了PTE後，建立了虛拟頁号(VPN)和PTE的映射（8），然後将PTE發送給MMU。

10.MMU收到了PTE後，檢查PTE的有效位，看看虛拟頁是否在内存中。

11.MMU檢查PTE後，發現虛拟頁不在内存中，因此發送缺頁中斷給CPU，CPU開始執行缺頁中斷處理程序。

12.缺頁中斷處理程序根據頁面置換算法，選擇出一個已經緩沖的虛拟頁作為犧牲頁（如果這個虛拟頁發生了變化，則更新到磁盤中），将這個犧牲頁的PTE的有效位設置為0，表明這個犧牲頁不在内存了。

13.缺頁中斷處理程序将缺少的頁，從磁盤換入到空閑的物理内存中，設置缺少的虛拟頁的PTE的有效位為1，更新物理号。

14.缺頁中斷處理程序執行完畢，跳轉到發生缺頁的指令處，然後CPU重新執行該指令，重新發出虛拟地址到MMU,跳到了1，開啟下一個循環。

當CPU第二次訪問同一個虛拟地址時，虛拟地址所在的虛拟頁已經内存中，虛拟頁表項(PTE)也在TLB中了，因此需要執行的步驟少了很多，如下圖

第二次訪問虛拟地址

1.處理器将虛拟地址(VA)送往MMU(内存管理單元)

2.MMU獲取虛拟地址中的虛拟頁号(VPN)，然後将虛拟頁号發送給TLB(翻譯後備緩沖器),TLB根據虛拟頁号從TLB映射表中查詢PTE(頁表項即Page Table Entry)。

3.TLB(翻譯後備緩沖器)将查詢結果返回給MMU(内存管理單元)

4.MMU(内存管理單元)分析查詢結果是否有PTE(頁表項)，發現PTE有值，命中了，然後檢查PTE的有效位，發現有效位是1，因此不缺頁，根據PTE中的物理号加上虛拟地址中的(VPO)計算出指令或者數據的物理地址PA,将PA發送到高速緩沖(L1)

5.高速緩沖(L1)根據PA查詢内部的緩沖映射表，發現沒有找到PA映射的内容即指令或者數據，然後向内存請求PA下的内容。

6.内存将PA下的内容，發送給高速緩沖(L1)，高速緩沖(L1)建立了PA和内容的映射關系。

7.高速緩沖(L1)再次根據PA查詢内部的緩沖映射表，這次找到了，然後将代碼或者指令發送到數據總線，CPU收到數據總線的數據後，感歎道，終于拿到數據了。

當CPU第三次訪問同一個虛拟地址時，與第二次不同的是，因為虛拟地址對應的物理地址的數據，已經映射到高速緩沖(L1),所以不再從内存中查詢。

好了，虛拟地址翻譯物理地址的整個過程闡述完畢，下面來舉個具體的例子來實踐下！

上一節是虛拟地址翻譯物理地址的過程，現在實踐下，實踐前先普及兩個概念TLB和高速緩沖。

TLB

TLB全稱叫做翻譯後備緩沖器，這是一個映射表，它建立了虛拟頁号（VPN）和頁表項(PTE)的映射關系，每次訪問虛拟地址時，都需要找這個虛拟地址對應的頁表項，每次都去内存中查需要耗費幾十個甚至上百個的時鐘周期，雖然頁表項緩沖在高速緩沖後，耗費的周期可以降到1-2個周期，但是緩沖在TLB後，幾乎不用耗費時鐘周期，它跟CPU幾乎是同步的，類似于寄存器。

那麼，虛拟地址怎麼通過TLB映射頁表項(PTE)呢,先來看看TLB，我們說TLB就是一個映射表，先來看看這個映射表長什麼樣,如下圖

如上圖所示,一個TLB由m個TLB組構成,每個TLB組下有個n個條目,每個條目裡有PTE和标記位構成。

标記位是一個數字，每個TLB組的标記位不能重複，所以一個TLB組裡，可以根據這個标記位定位到某個條目。

每個組都有一個唯一的編号叫做組号。

因此這麼看，TLB就是一個二維數組，知道了組号和标記位就可以定位到唯一的PTE（頁表項）。

虛拟地址中的虛拟頁号(VPN)可以拆分成兩部分即組号和标記位，假設一個n位長度的虛拟地址,如下圖

虛拟地址中的TLB部分

由上圖得知,VPN由标記位(TLBT)和組号又叫标記索引(TLBI)構成,組号占t位，标記位占了虛拟頁号剩餘的位。

假如一個TLB有4組，總共有64個條目，每組就有16個條目,那麼VPN中的組号就占用2位（2的2次方=4），标記位就占用4位(2的4次方=16)。

高速緩沖

高速緩沖通常采用SRAM(靜态随機訪問存儲器)進行存儲,它比内存DRAM(動态随機訪問存儲器)快上幾十甚至上百倍，因此為了加速CPU獲取數據的速度，最近訪問的數據存儲在高速緩沖中。

高速緩沖内部有一張映射表，這張映射表建立内存物理地址PA和該内存物理地址下内容的映射關系，如下圖所示

高速緩沖映射表

如上圖所示，映射表分為m個組,每個組由标記位，有效位，和n個塊組成，有效位為1表示該緩沖沒過期，為0表示該緩沖過期了。

一個物理地址由組号 标記位 塊号構成，如下圖所示

物理地址的構成

由上圖得知,物理地址為m位，塊号占用p位，組号占用t為，剩下的位就是标記位占用的位數。

我們可以根據物理地址的組号定位到映射表的一個組，然後看看這個組下的有效位是不是為1，如果不為1，那麼表示這一組的内容都無效了，沒有必要比較下去了，因此緩沖沒有命中，如果為1呢，那麼比較這個組下的标記位和物理地址中标記位，如果不相等，那就是沒有命中，如果相等呢，則繼續根據物理地址中的塊号去這個組相應的塊号下找，如果找到數據，則表示命中了，否則緩沖沒有命中。

假設一個高速緩沖有16個組，每個組有4個塊，那麼物理地址當中組号占用的空間就是4位(2的4次方等于16）,塊号占用的位數就是2位（2的2次方等于4），剩餘的位數就是标記位占用的位數。

好了，概念普及完了，下面正式開始舉例

先假設

1.内存是按字節尋址，每個字是一個字節(通常對于32位的系統一個字是4個字節)。

2.虛拟地址長度為14位，假設頁表有256個頁表項，因此虛拟頁号(VPN)占用位數為8，虛拟一偏移量（VPO）占用6位。

3.物理地址長度為12位。

4.頁面大小為64個字節(P=64)

5.TLB有4個組，每個組4個條目，總共16個條目組成

6.高速緩沖(L1)有16個組，每個組有4個塊。

7.采用一級頁表(多級頁表複雜些，但原理類似)。

先看看虛拟地址和物理地址的格式，如下圖:

虛拟地址

由上圖得知,組号(TLBI)占用2位，因為我們假設TLB有4個組，标記位占用6位。

物理地址

由上圖得知，組号（CI）占用4位，因為我們假設高速緩沖有16個組，每個組下有4個塊，因此塊号(CO)占用2位,剩下的6位就是标記位(CT)。

我們假定TLB,高速緩沖映射表如下圖:

TLB映射表

高速緩沖映射表

頁表總共有256項，我們把前16項列出，如下圖

頁表前16項

好了，一切就緒，假設CPU訪問的虛拟地址是0x03d4,它的二進制是16位即00000011 11010100,而虛拟地址隻有14位，所以高2位被抛棄，如下圖

0x03d4虛拟地址分布圖

由上圖得知，組号(TLBI)為11即0x03,标記位(TLBT)為000011即0x03，從TLB映射表查找，發現命中了，如下圖

TLB命中

由上圖命中了紅色部分的标記位,PTE中的PPN=0x0D,有效位為1，我們根據PPN然後在加上虛拟頁偏移量,如下圖

虛拟地址

由上圖，我們得知虛拟頁偏移量(VPO)為010100=0x14,虛拟頁偏移量(VPO)=物理頁偏移量(PPO),即PPO=0x14,PPN和PPO連接起來就是物理地址PA即001101010100=0x354,如下圖

物理地址

由上圖得知，組号是0101即0x05,塊号(CO)為00即0x00,标記位為001101即0x0D,通過組号 标記位 塊号，可以定位到高速緩沖的數據0x36,如下圖所示

物理地址命中數據

物理地址對應的數據找到了，返回給了CPU，當然也可能發生其他的情況，如TLB未命中，高速緩沖未命中，缺頁等，這些讀者可以自行實踐。

好了，虛拟地址翻譯物理的過程和實踐，介紹完了，談下一個話題。

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