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深入理解TLB原理

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最近在群里讨论内存缺页中断问题,讨论到了MMU和TLB原理相关的:

深入理解TLB原理插图
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今天就分享一篇TLB的好文章,希望大家夯实基本功,让我们一起深入理解计算机系统。

TLB是translation lookaside buffer的简称。首先,我们知道MMU的作用是把虚拟地址转换成物理地址。

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MMU工作原理

虚拟地址和物理地址的映射关系存储在页表中,而现在页表又是分级的。64位系统一般都是3~5级。常见的配置是4级页表,就以4级页表为例说明。分别是PGD、PUD、PMD、PTE四级页表。在硬件上会有一个叫做页表基地址寄存器,它存储PGD页表的首地址。

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Linux分页机制

MMU就是根据页表基地址寄存器从PGD页表一路查到PTE,最终找到物理地址(PTE页表中存储物理地址)。这就像在地图上显示你的家在哪一样,我为了找到你家的地址,先确定你是中国,再确定你是某个省,继续往下某个市,最后找到你家是一样的原理。一级一级找下去。这个过程你也看到了,非常繁琐。如果第一次查到你家的具体位置,我如果记下来你的姓名和你家的地址。下次查找时,是不是只需要跟我说你的姓名是什么,我就直接能够告诉你地址,而不需要一级一级查找。四级页表查找过程需要四次内存访问。延时可想而知,非常影响性能。页表查找过程的示例如下图所示。以后有机会详细展开,这里了解下即可。

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page table walk

TLB的本质是什么

TLB其实就是一块高速缓存。数据cache缓存地址(虚拟地址或者物理地址)和数据。TLB缓存虚拟地址和其映射的物理地址。TLB根据虚拟地址查找cache,它没得选,只能根据虚拟地址查找。所以TLB是一个虚拟高速缓存。硬件存在TLB后,虚拟地址到物理地址的转换过程发生了变化。虚拟地址首先发往TLB确认是否命中cache,如果cache hit直接可以得到物理地址。否则,一级一级查找页表获取物理地址。并将虚拟地址和物理地址的映射关系缓存到TLB中。既然TLB是虚拟高速缓存(VIVT),是否存在别名和歧义问题呢?如果存在,软件和硬件是如何配合解决这些问题呢?

TLB的特殊

虚拟地址映射物理地址的最小单位是4KB。所以TLB其实不需要存储虚拟地址和物理地址的低12位(因为低12位是一样的,根本没必要存储)。另外,我们如果命中cache,肯定是一次性从cache中拿出整个数据。所以虚拟地址不需要offset域。index域是否需要呢?这取决于cache的组织形式。如果是全相连高速缓存。那么就不需要index。如果使用多路组相连高速缓存,依然需要index。下图就是一个四路组相连TLB的例子。现如今64位CPU寻址范围并没有扩大到64位。64位地址空间很大,现如今还用不到那么大。因此硬件为了设计简单或者解决成本,实际虚拟地址位数只使用了一部分。这里以48位地址总线为了例说明。

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TLB的别名问题

我先来思考第一个问题,别名是否存在。我们知道PIPT的数据cache不存在别名问题。物理地址是唯一的,一个物理地址一定对应一个数据。但是不同的物理地址可能存储相同的数据。也就是说,物理地址对应数据是一对一关系,反过来是多对一关系。由于TLB的特殊性,存储的是虚拟地址和物理地址的对应关系。因此,对于单个进程来说,同一时间一个虚拟地址对应一个物理地址,一个物理地址可以被多个虚拟地址映射。将PIPT数据cache类比TLB,我们可以知道TLB不存在别名问题。而VIVT Cache存在别名问题,原因是VA需要转换成PA,PA里面才存储着数据。中间多经传一手,所以引入了些问题。

TLB的歧义问题

我们知道不同的进程之间看到的虚拟地址范围是一样的,所以多个进程下,不同进程的相同的虚拟地址可以映射不同的物理地址。这就会造成歧义问题。例如,进程A将地址0x2000映射物理地址0x4000。进程B将地址0x2000映射物理地址0x5000。当进程A执行的时候将0x2000对应0x4000的映射关系缓存到TLB中。当切换B进程的时候,B进程访问0x2000的数据,会由于命中TLB从物理地址0x4000取数据。这就造成了歧义。如何消除这种歧义,我们可以借鉴VIVT数据cache的处理方式,在进程切换时将整个TLB无效。切换后的进程都不会命中TLB,但是会导致性能损失。

如何尽可能的避免flush TLB

首先需要说明的是,这里的flush理解成使无效的意思。我们知道进程切换的时候,为了避免歧义,我们需要主动flush整个TLB。如果我们能够区分不同的进程的TLB表项就可以避免flush TLB。

我们知道Linux如何区分不同的进程?每个进程拥有一个独一无二的进程ID。如果TLB在判断是否命中的时候,除了比较tag以外,再额外比较进程ID该多好呢!这样就可以区分不同进程的TLB表项。进程A和B虽然虚拟地址一样,但是进程ID不一样,自然就不会发生进程B命中进程A的TLB表项。所以,TLB添加一项ASID(Address Space ID)的匹配。ASID就类似进程ID一样,用来区分不同进程的TLB表项。这样在进程切换的时候就不需要flush TLB。但是仍然需要软件管理和分配ASID。

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如何管理ASID

ASID和进程ID肯定是不一样的,别混淆二者。进程ID取值范围很大。但是ASID一般是8或16 bit。所以只能区分256或65536个进程。我们的例子就以8位ASID说明。所以我们不可能将进程ID和ASID一一对应,我们必须为每个进程分配一个ASID,进程ID和每个进程的ASID一般是不相等的。每创建一个新进程,就为之分配一个新的ASID。当ASID分配完后,flush所有TLB,重新分配ASID。

所以,如果想完全避免flush TLB的话,理想情况下,运行的进程数目必须小于等于256。然而事实并非如此,因此管理ASID上需要软硬结合。Linux kernel为了管理每个进程会有个task_struct结构体,我们可以把分配给当前进程的ASID存储在这里。页表基地址寄存器有空闲位也可以用来存储ASID。当进程切换时,可以将页表基地址和ASID(可以从task_struct获得)共同存储在页表基地址寄存器中。当查找TLB时,硬件可以对比tag以及ASID是否相等(对比页表基地址寄存器存储的ASID和TLB表项存储的ASID)。如果都相等,代表TLB hit。否则TLB miss。当TLB miss时,需要多级遍历页表,查找物理地址。然后缓存到TLB中,同时缓存当前的ASID。

多个进程共享

我们知道内核空间和用户空间是分开的,并且内核空间是所有进程共享。既然内核空间是共享的,进程A切换进程B的时候,如果进程B访问的地址位于内核空间,完全可以使用进程A缓存的TLB。但是现在由于ASID不一样,导致TLB miss。

我们针对内核空间这种全局共享的映射关系称之为global映射。针对每个进程的映射称之为non-global映射。所以,我们在最后一级页表中引入一个bit(non-global (nG) bit)代表是不是global映射。当虚拟地址映射物理地址关系缓存到TLB时,将nG bit也存储下来。当判断是否命中TLB时,当比较tag相等时,再判断是不是global映射,如果是的话,直接判断TLB hit,无需比较ASID。当不是global映射时,最后比较ASID判断是否TLB hit。

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什么时候应该flush TLB

我们再来最后的总结,什么时候应该flush TLB。

  • 当ASID分配完的时候,需要flush全部TLB,ASID的管理可以使用bitmap管理,flush TLB后clear整个bitmap。
  • 当我们建立页表映射的时候,就需要flush虚拟地址对应的TLB表项。第一印象可能是修改页表映射的时候才需要flush TLB,但是实际情况是只要建立映射就需要flush TLB。原因是,建立映射时你并不知道之前是否存在映射,例如,建立虚拟地址A到物理地址B的映射,我们并不知道之前是否存在虚拟地址A到物理地址C的映射情况,所以就统一在建立映射关系的时候flush TLB。

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