18.多级页表与快表
【README】
1.本文内容总结自 B站 《操作系统-哈工大李治军老师》，内容非常棒，墙裂推荐；
2.操作系统内存管理：分页机制+多级页表+快表来实现；
【0】分页的问题
1）分页的问题（大页表）：为了提高内存利用率，页应该小，页小了，页表项就多了，页表就大了；（页是4K，每个段最多浪费4K）
- 问题：页表大了不利于查找，且大页表占用内存多；
【例】页表结构与大页表
|
页号 |
页框号 |
保护 |
|
0 |
5 |
R |
|
1 |
1 |
R/W |
|
2 |
3 |
R/W |
|
3 |
6 |
R |
- 如总内存大小2^32=4G，每页大小4K，则页表项数量=4G/4K=1M 即100万个页表项；
- 又每个页表项占用4个字节，所以含有100万个页表项的页表占用的总内存为 4M；
- 又若系统并发执行10个进程，每个进程页表项4M，所以需要40M；那如果系统并发100个进程，则需要400M存储页表，这会导致内存利用率低；
【1】大页表的解决方法1（只是尝试）：只存放用到的页
1）页表只存放用到的页（页表号不连续）
实际上，大部分逻辑地址不会用到；
把不会用到的逻辑页号从页表中删除，从而减少了当前进程的页表大小；即，用到的逻辑页才有页表项；
2） 用到的逻辑页才有页表项
因为删除了不使用的逻辑页号，所以页号是不连续的（页号0 1 3 ）。如下。
|
页号 |
页框号 |
保护 |
|
0 |
5 |
R |
|
1 |
1 |
R/W |
|
3 |
3 |
R |
在计算页基址时，需要从页表中根据页号查找页框号，进而计算出该页的物理内存基址。
3）如何根据页号查找页框号？
- 顺序查找，折半查找都比较慢；
- 如总内存大小为4M，页表项个数为4M/4K=1K；采用顺序查找需要1K次，采用折半需要 log(2^10)=10次；也就是说每执行一条指令都需要10次访存，1次主存访问耗费约200ns，则10次需要2us；这会严重影响指令执行速度；
【小结】
- 页号必须要连续，这样才可以立即定位到页表项。如页表项基址+3就可以得到页号为3的页表项（而不用顺序或折半查找）；
- 这又回到了刚开始的问题，即32位地址空间 + 4K页面 + 页号必须连续 => 导致了2^20个页表项 => 导致了大页表占用过多内存，造成浪费；
所以解决方法1中的尝试是失败的。
进一步的，我们得出需要解决的问题是：
- 页号连续，且页表占用内存少；
- 用书的章目录和节目录来类比思考；
【2】 大页表的解决方法2（尝试）：多级页表
【2.1】多级页表
由单级页表转为多级页表；
即多级页表，页目录表（章）+页表（节）；
1）多级页表具体分配
指令中的逻辑地址结构如下：
|
10 bits |
10 bits |
12 bits |
|
页目录号 |
页号 |
Offset偏移量 |
- 步骤1：根据页目录号从页目录表中查询到页表基址；
- 步骤2：根据页号从页表（通过页表基址确定）中查询到页框号（物理内存页号）；
- 步骤3：根据页框号可以计算出物理内存页基址（具体是页框号乘以4K），用页基址加上逻辑地址偏移量得到物理内存地址；
因为页目录号，页号都是连续的，所以页目录号及页号的查询时间复杂度是O(1)；
2）利用多级分页的地址翻译步骤
【说明】图解说明：
- 说明1）1个页目录项（章）指向1k个内存页，每个内存页4K，所以1个页目录项指向4M内存；所以1K个页目录项就可以映射容量为4G的内存空间；
- 说明2）页目录表中，进程使用了3个页目录项，即使用了4G内存中的12M内存；页目录表与页表占用的总内存大小=1K*4 + 3 * 1K*4 = 16K；（每个页目录项与每个页表项均占用4个字节，因为32位地址空间）
- 说明3）需要注意的是，如果内存使用单级分页，需要4G/4K=1M个页表项，每个页表项占用4个字节，则单级分页下的页表占用内存大小为4M；
【小结】
- 在内存总大小4G的基础上，占用12M内存的程序，采用多级分页时页表占用16K 远远小于 单级分页时的4M；
【2.2】多级页表优缺点
1）多级页表优点：
- 多级页表既保证了页表表项的连续性，使得查找起来非常快（时间复杂度O(1)）；
- 又保证了内存中存储的页表少了，减少了内存浪费，提高了内存使用率；
2）多级页表缺点
- 多级页表增加了访存速度，特别64位系统（因为64位系统的多级页表有5,6级）；
- 多级页表，每增加一级，访存次数就会加1； 所以 64位系统的多级页表访存次数约为5,6次；
- 多级页表的级数越多，访存越多，效率越低（级数越多，类比书的多层目录），这会造成指令执行效率低；
针对多级页表缺点，引入了快表；
【3】 快表（指的是TLB寄存器）
1）快表：
- 也叫TLB，TLB是一组相联快速存储，是寄存器；
- TLB，即Translation lookaside buffer，又称为翻译后备缓冲区寄存器；
- 通过TLB可以快速找到最近使用的逻辑页映射的物理页号；
2）TLB存储的内容（记录的是最近使用的逻辑页映射的物理页号）如下：
|
有效 |
页号（无序） |
修改 |
保护 |
页框号（物理页号） |
|
1 |
140 |
0 |
R |
56 |
|
1 |
20 |
1 |
R/W |
23 |
|
0 |
19 |
0 |
R/W |
29 |
|
1 |
21 |
0 |
R |
43 |
因为寄存器访问速度快，可以设计 TLB寄存器的硬件逻辑，使得可以一次访存就可以根据页号查询出页框号（物理页号），最后得到物理地址；
【3.1】基于快表的地址翻译
1）基于快表的地址翻译步骤
- 步骤1： 根据逻辑地址的页号，查询一次TLB寄存器就可以得到页框号（物理页号）；
- 步骤2： 若快表TLB不存在页框号（未命中），则查询多级页表，并把查询结果送入TLB存储作为缓冲用于后续地址翻译；
小结：快表+多级页表合在一起形成的结构，保证了查询（翻译物理地址）时间快，页表项连续，减少了内存资源浪费；
2）这也充分体现了操作系统折中思想；通过把一些技术组合在一起，使得访问时间不错，空间利用也不错；具体是：
- 多级页表是减少了空间浪费，降低了空间复杂度，访问时间还可以，但还想提高页表查询速度；
- TLB是提高了页表查询速度，降低了时间复杂度；
- TLB可以弥补多级页表（特别64位系统）访存耗时，慢的缺点；
【3.2】TLB如何保证高命中率
1）TLB得以发挥作用的原因：保证高命中率；
【说明】公式说明：
- 有效访问时间等于命中时的访问时间 + 没有命中时的访问时间；
- 上图有效访问时间式子中的符号解释：
- HitR 表示 命中率；
- （1-HitR）表示 未命中率；
- TLB 表示访问寄存器的时间；通常为10ns （当然图中给出的是20ns，数量级相同）
- MA表示访问内存的实际； 通常为 200ns （图中给出的是100ns，数量级相同）
- 可以看到： 命中率越高，则访问时间才接近于1次访存的时间；
2）如何提高TLB命中率
- TLB越大越好， 但TLB很贵，折中处理是 TLB可以存储的页表项数量范围是 [64,1024]；
3）为什么 TLB存储的页表项数量可以在 64~1024之间 ？
原因：
- 程序的地址访问存在局部性；
- 因为访问局部性，所以程序用的是固定的那几个逻辑页号；
- 最近访问的逻辑页与物理页映射关系会送入TLB存储，所以TLB的命中率会很高；
- 补充：程序多体现在循环，顺序结构；
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