分頁表
分页表的角色
在操作系统中使用虚拟内存,每个进程会认为使用一块大的连续的内存。事实上,每个进程的内存散布在物理内存的不同区域。或者可能被调出到备份存储中(一般在硬盘)。当一个进程请求自己的内存,操作系统负责把程序生成的虚拟地址,映射到实际存储的物理内存上。操作系统在分页表中存储虚拟地址到物理地址的映射。每个映射被称为分页表项(page table entry,PTE)。
转换过程
CPU的内存管理单元(memory management unit MMU)存储最近用过的映射缓存,来自操作系统分页表。被称为轉譯後備緩衝區(translation lookaside buffer, TLB)。TLB是一个索引缓存。
当需要将虚拟地址转换为物理地址时,首先搜索TLB。如果找到匹配(TLB命中),则返回物理地址并继续存储器访问。然而,如果没有匹配(称为TLB未命中),则存储器管理单元或操作系统TLB未命中处理器通常会查找页表中的地址映射以查看是否存在映射(页面遍历)。如果存在,则将其写回TLB(这必须完成,因为硬件通过虚拟存储器系统中的TLB访问存储器),并且重启错误指令(这也可以并行发生)。此后续转换将找到TLB命中,并且内存访问将继续。
转换失败
有两种原因导致分页表查找失败。第一种,如果该地址没有可用的转换,这意味该虚拟地址的存储器访问是无效的。这通常是程序错误导致,操作系统需要处理这个问题。现代操作系统会发送一个段错误信号给出错程序。
当物理内存中不存在这个页,也会引起分页表查找失败。如果请求的页面被调出物理内存,给其他页腾出空间,会引起这个错误。这种情况下,页被分配到存储在介质上的辅助存储,例如硬盘。(这种辅助存储,或叫备用存储,如果是一个硬盘分区或者交换文件, 经常称之为交换分区,如果是文件,叫做分区文件或页文件。)这时候,分页需要从硬盘放回到物理内存中,这类操作通常会导致一种称为系统抖动(thrashing)的情况,通过局部性原理(principle of locality)来预测将来可能会访问的块,避免出现系统抖动。
当物理内存没满的时候,这是一个简单操作。页被写回物理内存,页表和转换备用缓冲会更新,指令重启。然而,当物理内存已满,一个或多个页要被调、为请求的页面腾出空间时候。页表需要更新,标识出那些在物理内存被调出的页,然后标识那些从硬盘调入物理内存的页。TLB也需要更新,包括去掉调出的页,重启指令。页的调入调出请见页置换算法。
分页表数据
最简单的分页表系统通常维护一个帧表和一个分页表。帧表处理帧映射信息。更高级系统中,帧表可以处理页属于的地址空间,统计信息和其他背景信息。
分页表处理页的虚拟地址和物理帧的映射。还有一些辅助信息,如当前存在标识位(present bit),脏数据标识位或已修改的标识位,地址空间或进程ID信息。
辅助存储,比如硬盘可以用于增加物理内存。页可以调入和调出到物理内存和磁盘。当前存在标识位可以指出那些页在物理内存,哪些页在硬盘上。页可以指出如何处理这些不同页。是否从硬盘读取一个页,或把其他页从物理内存调出。
脏数据标识位可以优化性能。一个页从硬盘调入到物理内存中,读取后调出,当页没有更改不需要写回硬盘。但是如果页在调入物理内存后被修改,会标记其为脏数据,意味着该页必需被写回备用存储。这种策略需要当页被调入到内存后,后备存储保留一份页的拷贝。有了脏数据标志位,一些页随时会同时存在于物理内存和后备存储中。
如果不是单地址空间操作系统,地址空间或进程id信息是必要的,内存管理系统需要知道页对应的进程。两个不同意图的进程可以使用两个相同的虚拟地址。分页表必需为两个进程提供不同的虚拟内存。用虚拟内存页关联进程ID页可以帮助选择要调出的页,当页关联到不活跃进程上,特别是那些主要代码页被调出的进程,相比活跃进程需要页的可能性会更小。
分页表类型
有一些不同的分页表类型,适合不同应用场景。本质上,准系统分页表必需存储虚拟地址,物理地址排在之后,还有一些可能的地址空间信息。
倒排分页表
倒排分页表(IPT)被认为是一个标准RAM的TLB的off-chip扩展。不同于一个真实的分页表,IPT不需要处理所有当前映射。操作系统要准备处理丢失,就像mips风格的软件填充TLB。
IPT把分页表和帧表结合成一个数据结构。其核心是一个固定大小的表,表的行数等于内存中的帧数。如果有4000个帧,倒排分页表有4000行。每个行的表项对应虚拟内存页码,物理页页码(不是物理地址),一些其他数据,创建碰撞链。
从所有IPT内核结构中搜索表项效率很低,所以我们用哈希表来映射虚拟地址(或可能需要的地址空间/PID信息)对应的IPT索引,这里会使用冲突链。哈希表被称作哈希锚点表。哈希方式没对覆盖率做通常的优化,原始速度更理想。当然,哈希表会有冲突。由于这个哈希方式,我们使用时候会经历很多冲突,所以表中VPN创建的每个表项,会检查是否是已被检索的表项或冲突。
在搜索映射时候,使用哈希锚点表。如果没有表项存在,会出现一个页错误。否则,表项被找到。依赖于架构,表项被重新放入TLB,内存指令重启,或跟踪冲突链直到结束,然后出现页错误。
这种模式种,一个虚拟地址可以分成2部分。前半段是虚拟页码,后半段是页中的偏移量。
这种设计的主要问题在于哈希方式cache命中率较弱。基于树的设计,忽略在分页表表项中置换相邻位置的相邻页。但是一个倒排分页表把表项离散,会破坏引用的空间局部性。为了减少这个问题,操作系统会使哈希表空间最小,平衡增长的未命中比率。通常会有一个哈希表,在物理内存中连续,共享给所有进程。内存碎片会导致预处理分页表不现实,所以用一个预处理标识消除不同进程的页的歧义。从进程中去掉分页表项或许有点慢,操作系统会忽略重用预处理标识值,延迟面对这个问题,选择忍受大量内存浪费,用于映射预处理哈希表。
多级分页表
倒排分页表为所有物理内存中的帧,建立一个映射列表。但是这个可能会比较浪费。相反,我们通过保持一些覆盖当前虚拟内存区块的分页表,建立一个包含虚拟页映射的分页表数据结构。比如,我们创建1024个小于4K的页,覆盖4M的虚拟内存。
这非常有用,因为通常虚拟内存的顶部和底部用于正在运行的进程,顶部通常用于文本和数据段,底部用于堆栈,空闲内存居中。多级分页表会保持少量较小分页表,仅覆盖内存顶部和底部,只有确实需要时候才创建新的。每种较小分页表被一个主分页表链接再一起,有效的创建一个树型数据结构。需要不只2级,可能有多级。
这种模式下,一个虚拟地址可以分成三部分:根分页表的索引,子分页表的索引,子分页表偏移量。多级分页表也叫做分级分页表。
虚拟分页表
已经提到了,在虚拟地址空间中为每个虚拟页创建分页表结构,最终会导致浪费。但是我们可以把分页表放入虚拟内存,允许虚拟内存管理分页表内存,来避免过多空间被涉及。
但是一部分这种线性分页表结构,需要一直存在于物理内存,来防范循环页错误。会寻找一个不存在于分页表中的重要部分,在当前分页表中没有。
嵌套分页表
嵌套分页表可以被用于增加硬件虚拟化的性能。为分页表虚拟化提供硬件支持,会大大降低模拟的需要。x86下虚拟化当前的选择是Intel的扩展分页表特性,和AMD的快速虚拟索引特性。
参考文献
- . www.memorymanagement.org. [2018-08-15]. (原始内容存档于2020-12-13).