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

1.虛擬地址翻譯物理地址的流程?

2.舉一個例子實踐下?

1、虛擬地址翻譯物理地址的流程?

當CPU第一次訪問虛擬地址時，虛擬地址所在的虛擬頁不在內存中，虛擬頁表項(PTE)也不在TLB中，因此需要執行的步驟比較多，如下圖

第一次訪問虛擬地址

1.處理器將虛擬地址(VA)送往MMU(內存管理單元)

虛擬地址格式

如上圖所示,虛擬地址長度為n,虛擬頁偏移量長度為p。

2.MMU獲取虛擬地址中的虛擬頁號(VPN)，然后將虛擬頁號發送給TLB(翻譯后備緩沖器),TLB根據虛擬頁號從TLB映射表中查詢PTE(頁表項即Page Table Entry)。

PTE(頁表項)

3.TLB(翻譯后備緩沖器)將查詢結果返回給MMU(內存管理單元)

4.MMU(內存管理單元)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擬頁號(VPN)，得出虛擬頁頁表項的物理地址PTEA（即Page Table Entry Address），然后將這個物理地址送往高速緩沖(L1)。

5.高速緩沖(L1)根據PTEA查詢內部的緩沖映射表，發現沒有找到PTEA映射的內容即PTE（頁表項），然后向內存請求PTEA下的內容。

6.內存將PTEA下的內容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查詢內部的緩沖映射表，這次找到了，然后將PTE發送給TLB。

8~9.TLB收到了PTE后，建立了虛擬頁號(VPN)和PTE的映射（8），然后將PTE發送給MMU。

10.MMU收到了PTE后，檢查PTE的有效位，看看虛擬頁是否在內存中。

11.MMU檢查PTE后，發現虛擬頁不在內存中，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擬頁作為犧牲頁（如果這個虛擬頁發生了變化，則更新到磁盤中），將這個犧牲頁的PTE的有效位設置為0，表明這個犧牲頁不在內存了。

13.缺頁中斷處理程序將缺少的頁，從磁盤換入到空閑的物理內存中，設置缺少的虛擬頁的PTE的有效位為1，更新物理號。

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

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

第二次訪問虛擬地址

1.處理器將虛擬地址(VA)送往MMU(內存管理單元)

2.MMU獲取虛擬地址中的虛擬頁號(VPN)，然后將虛擬頁號發送給TLB(翻譯后備緩沖器),TLB根據虛擬頁號從TLB映射表中查詢PTE(頁表項即Page Table Entry)。

3.TLB(翻譯后備緩沖器)將查詢結果返回給MMU(內存管理單元)

4.MMU(內存管理單元)分析查詢結果是否有PTE(頁表項)，發現PTE有值，命中了，然后檢查PTE的有效位，發現有效位是1，因此不缺頁，根據PTE中的物理號加上虛擬地址中的(VPO)計算出指令或者數據的物理地址PA,將PA發送到高速緩沖(L1)

5.高速緩沖(L1)根據PA查詢內部的緩沖映射表，發現沒有找到PA映射的內容即指令或者數據，然后向內存請求PA下的內容。

6.內存將PA下的內容，發送給高速緩沖(L1)，高速緩沖(L1)建立了PA和內容的映射關系。

7.高速緩沖(L1)再次根據PA查詢內部的緩沖映射表，這次找到了，然后將代碼或者指令發送到數據總線，CPU收到數據總線的數據后，感嘆道，終于拿到數據了。

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

好了，虛擬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！

2、舉一個例子實踐

上一節是虛擬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全稱叫做翻譯后備緩沖器，這是一個映射表，它建立了虛擬頁號（VPN）和頁表項(PTE)的映射關系，每次訪問虛擬地址時，都需要找這個虛擬地址對應的頁表項，每次都去內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后，耗費的周期可以降到1-2個周期，但是緩沖在TLB后，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。

那么，虛擬地址怎么通過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么樣,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,每個條目里有PTE和標記位構成。

標記位是一個數字，每個TLB組的標記位不能重復，所以一個TLB組里，可以根據這個標記位定位到某個條目。

每個組都有一個唯一的編號叫做組號。

因此這么看，TLB就是一個二維數組，知道了組號和標記位就可以定位到唯一的PTE（頁表項）。

虛擬地址中的虛擬頁號(VPN)可以拆分成兩部分即組號和標記位，假設一個n位長度的虛擬地址,如下圖

虛擬地址中的TLB部分

由上圖得知,VPN由標記位(TLBT)和組號又叫標記索引(TLBI)構成,組號占t位，標記位占了虛擬頁號剩余的位。

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

高速緩沖

高速緩沖通常采用SRAM(靜態隨機訪問存儲器)進行存儲,它比內存DRAM(動態隨機訪問存儲器)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。

高速緩沖內部有一張映射表，這張映射表建立內存物理地址PA和該內存物理地址下內容的映射關系，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,每個組由標記位，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。

一個物理地址由組號+標記位+塊號構成，如下圖所示

物理地址的構成

由上圖得知,物理地址為m位，塊號占用p位，組號占用t為，剩下的位就是標記位占用的位數。

我們可以根據物理地址的組號定位到映射表的一個組，然后看看這個組下的有效位是不是為1，如果不為1，那么表示這一組的內容都無效了，沒有必要比較下去了，因此緩沖沒有命中，如果為1呢，那么比較這個組下的標記位和物理地址中標記位，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號去這個組相應的塊號下找，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，那么物理地址當中組號占用的空間就是4位(2的4次方等于16）,塊號占用的位數就是2位（2的2次方等于4），剩余的位數就是標記位占用的位數。

好了，概念普及完了，下面正式開始舉例

先假設

1.內存是按字節尋址，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.虛擬地址長度為14位，假設頁表有256個頁表項，因此虛擬頁號(VPN)占用位數為8，虛擬一偏移量（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(多級頁表復雜些，但原理類似)。

先看看虛擬地址和物理地址的格式，如下圖:

虛擬地址

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

物理地址

由上圖得知，組號（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，因此塊號(CO)占用2位,剩下的6位就是標記位(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訪問的虛擬地址是0x03d4,它的二進制是16位即00000011 11010100,而虛擬地址只有14位，所以高2位被拋棄，如下圖

0x03d4虛擬地址分布圖

由上圖得知，組號(TLBI)為11即0x03,標記位(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標記位,PTE中的PPN=0x0D,有效位為1，我們根據PPN然后在加上虛擬頁偏移量,如下圖

虛擬地址

由上圖，我們得知虛擬頁偏移量(VPO)為010100=0x14,虛擬頁偏移量(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，組號是0101即0x05,塊號(CO)為00即0x00,標記位為001101即0x0D,通過組號+標記位+塊號，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。

審核編輯：劉清