北大计算机系课件 虚拟内存

存储层次的级别
分段传 输单位
寄存器堆 指令操作数
较高级别 较快
程序/编译器 1-8 字节 Cache控制 8-128字节 操作系统 512-4K字节 用户/操作员 Mbytes
Cache
块（Blocks） 存储器
主存
M Bytes 100ns-1us $0.01~0.001
磁盘
G Bytes 毫秒 10-3~10-4美分
页（Pages）
磁盘 文件（Files） 磁带
磁带
无限 秒 ~分 10-6
较大 较低级别
北京大学计算机科学技术系
北京大学微处理器研究开发中心
存储所有我们已读（写）、 听（说）、看的信息
人类数据类型 /小时 阅读文字（含少量图片） 200 K 以120wpm说 以1KBps说 50Kb/s POTS的视频 200Kb/s VHS质量的视频 4.3Mb/s HDTV/DVD视频
可供选择的方案：
00 用户进程的P0区域 01 用户进程的P1区域 10 系统名字空间
(1) 硬件相联映射： 每个页帧需要一个表项(O(|M|))，而不是每个页一个表项 (O(|N|)) (2) 基于散列表的“软件”方案（反向页表：inverted page table）
页号 偏移量
是否出现 访问权限 页号 物理地址
0 1
已占用 . . .
k-1
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最佳页面大小
• 选择页面大小使得碎片最少
• 页面大 内部碎片变得严重
• 增加页面数量/名字空间 更大的页表 • 一般而论，通常需要增加页面大小，这是因为，
• 随着RAM价格下降，存储器变得更大
• 处理器速度和磁盘速度之间的差距变大 • 编程人员需要越来越大的虚拟地址空间 • 当今，大多数机器的页面大小为4K字节，另外，页面大小有继 续增加的趋势
页表
访问 权限
PA
+ 物理存 储器地址
实际上，经常采用串联方式
位于物理 存储器的表
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地址映射算法
If V = 1 then 该虚拟地址指示的所需页存放在主存中 else 该虚拟地址指示的所需页存放在第二级存储器中 访问权限 R = 只读, R/W = 读/写, X = 只可执行 If 访问的类别 与 指定的访问权限 不相符, then 保护违例故障（protection_violation_fault） If 没有设置有效位（V）then 缺页（page fault）
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虚拟存储
• 提供一种理想中的非常非常大的存储器 • 许多工作所需存储器的总和大于实际的物理存储器 • 每个工作的地址空间大于实际的物理存储器 • 使得可利用的(快速、昂贵)的物理存储器得以很好地利用 • 简化存储器的管理 (当今，使用虚拟存储技术的主要原因) • 使用存储层次，保持平均访问时间很低 • 至少包括两级存储层次：主存 和 二级存储 • 虚拟地址 程序员使用的地址 • 虚拟地址空间 上述地址的集合 • 存储器地址 物理存储器中存储字的地址，也称为物理地 址或实地址（ Real address）
页表 表项
10 10 10 0 0 访问位
页表表项
最近替换指针 (lrp) 如果需要进行替换，将lrp前移 到下一个页表项（与表的大小取 模）直到发现一个具有0位的页 表项；这就是要替换的目标；在 上述工作的同时，将所有检查过 的页表项的访问位置为0。
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一种优化的策略是查找最近既没有被访问，又“不脏”的页
TLB访问时间与Cache访问时间是可比的（但要小一些） (也比主存访问时间要小得多)
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变换旁视缓冲器
• 就像其他的cache， TLB可以是全相联的、组相联的，也可以是 直接映射的
• TLB一般较小，通常即使在高性能机器中也只有128 - 256个表项 。这样就可以实现全相联查找。大多数中等性能的机器使用n路 组相联的组成。
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虚拟存储系统设计的基本问题
• • • • 从二级存贮器向主存传输信息块的大小 某信息块的访问需要引入存储M，但是M已经装满，那么M中的一些区域就 必须释放，为新的信息块腾出空间 替换策略（replacement policy） M中的哪个区域将安放新的信息块 放置策略（placement policy ） 失效的信息项只有在出现页面失效(fault)时，才从第二级存储器中取出 读取/装入策略（fetch/load policy）
物理地址
北京大学计算机科学技术系分页 Nhomakorabea织物理地址 0 1024 7168 页帧 0 1 7 1K 1K 1K 地址 变换 映射 0 1024 页 0 1
1K 1K
映射单位
物理存储器
31744 地址映射 虚拟地址 页号 31 1K
也是从虚拟存 储器到物理存 储器的传输单 位
虚拟存储器
10 偏移量
页表基址 寄存器 到页表 的索引 V
1封信
1部电影
美国国会图书 馆 (文字)
美国国会图书 馆 (声音+电影 )
Giga Tera Peta
美国国会图书 馆 (图像)
所有相片
所有磁盘
Exa
所有磁带
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Zetta
现在的所有信息 Yotta
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本讲提纲
°重温存储层次和Cache引论
°虚拟存储器
°页表和快表（TLB） °保护 °存储层次对计算机科学其他学科的影响
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页面替换 (续)
非最近使用：
与每个页面相关联的是一个访问标志： 访问标志（reference flag) = 1 如果该页在最近的过去被访问过 = 0 否则 如果需要替换，选择任意一个访问标志为0的页帧替换掉。该页是在最 近的过去没有被访问过的页。 • 非最近使用（NRU）替换策略的实现：
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/天 (/4年) 2 -10 M/G 0.5 M/G 40 M/G .25 G/T 1 G/T 20 G/T
/一生 60-300 G 15 G 1.2 T 25 T 100 T 1P
43 K 3.6 M 22 M 90 M 1.8 G
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一部小说
Kilo Mega
mem disk
cache
reg
pages
frame
分页组织
虚拟 和 物理 地址被划分为同等大小的信息块
页帧（page frames） 页（pages）
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地址映射
V = {0, 1, . . . , n - 1} 虚拟地址空间 M = {0, 1, . . . , m - 1} 物理地址空间
- 预测未来访问通常很困难
绝大多数系统只实现了按需调页，而没有实现预测
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虚拟地址 和 Cache
VA CPU Translation hit data PA
miss
Cache
Main Memory
• 需要一次额外的存储访问来将虚拟地址变换成物理地址 • 这使得cache访问的代价非常高，而且这也是我们希望尽可能 快得执行的“最内层循环” • 思考：为什么总是用物理地址来访问cache? 虚拟地址cache 有一个很难对付的问题！ • 同义问题（synonym problem）：两个不同的虚拟地址可 以映射到同一物理地址 => 两个不同的cache表项包含对 同一物理地址的数据！ • 对于更新：必须更新所有具有同一物理地址的cache表项 或者 允许 存储器不一致 • 确定上述情况需要大量的硬件，特别是需要对物理地址标 签进行相联查找以确定是否出现多次命中
n>m
映射: V M U {0} 地址映射函数 MAP(a) = a‘ 如果在虚拟地址 a 的数据出现在物理地址 a’ ，并且 a‘ 在 M中
= 0 如果在虚拟地址 a 的数据不出现在M中
a
名字空间 V
0
失效信息项故障
缺页处理
处理器
a
地址变换 机制
主存
a'
二级存储
OS 完成这一传输
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快表（TLB）
加速地址变换的一种方式是使用一种关于最近使用页表表项的特殊 cache 它有很多名字，但最经常使用的名字是变换旁视缓冲 器（Translation Lookaside Buffer：TLB）或快表！
虚拟地址 物理地址 脏位 访问 有效位 访问方式
VA CPU TLB Lookup miss Translation data hit hit PA Cache miss Main Memory
使用TLB 的地址变换
1/2 t
t
20 t
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域变得不可利用 • 再分配（Relocation）：将程序或数据移动到地址空间中一个新
的区域（可能需要调整所有的指针） 外部碎片（External Fragmentation）：数据块之间的剩余空间
内部碎片（Internal Fragmentation）：程序大小通常并不是页
面大小的整数倍，最后一个页帧中就会出现“浪费”