虚拟存储的硬件支持¶

动机：让每个进程拥有自己的地址世界¶

程序希望地址连续、容量足够且不被其他进程破坏，物理内存却有限而零散。虚拟存储在虚拟地址与物理地址之间加入映射，同时提供：

操作系统决定映射策略，硬件负责在每次访存的关键路径上快速翻译并检查权限。

虚拟地址分为虚拟页号 VPN 和页内偏移：

| virtual page number | page offset |

页表项（PTE）把 VPN 映射到物理页号 PPN，并保存有效位、读写执行权限、访问位和脏位等。页内偏移在翻译前后不变：

| physical page number | same page offset |

若页大小为 4 KiB，页内偏移为 12 位。

若为巨大虚拟地址空间的每个页都预留 PTE，页表本身会很大。多级页表把 VPN 切成多段，只为实际使用的区域分配下级表，类似稀疏树。

代价是一次 TLB miss 可能需要多次内存访问才能走完页表。页表深度越大，地址空间扩展越容易，遍历代价也越高。

TLB 缓存近期 VPN 到 PPN 的映射与权限。命中时可很快形成物理地址；miss 时由硬件页表遍历器或操作系统查页表，成功后回填 TLB。

若 TLB 命中时间为 \(T_{TLB}\)，命中率为 \(h\)，页表遍历平均代价为 \(P\)，忽略重叠时翻译开销近似：

\[ T_{translate}=T_{TLB}+(1-h)P. \]

真实机器会让 TLB 查询与 cache 索引部分重叠，以缩短关键路径。

翻译不在小型 TLB，但对应 PTE 可能就在内存中且有效。遍历页表、回填后即可重试，通常不需从磁盘读数据。

PTE 表示页面不在主存、权限不允许或映射不存在，硬件触发异常。操作系统检查原因；按需调页时可能选择牺牲页、写回脏页、从 SSD 读入目标页、更新 PTE，再重启原指令。其代价可比普通指令高许多个数量级。

lw x5, 8(x10) 形成虚拟地址后：

若 TLB miss，先页表遍历；若 cache miss，再访问下级 cache 或 DRAM。两类 miss 独立存在。

同样数量的 TLB 项，页越大，能覆盖的内存越多，适合大数据和数据库；也能减少页表层级。但大页增加内部碎片、分配困难和换页粒度，未必适合零散小对象。

TLB reach 为：

\[ Reach=N_{entries}\times PageSize. \]

提升 reach 可以增加项数、增大页或混合页大小，各有面积、延迟和管理成本。

物理索引物理标记最直观，但必须等翻译后才能索引。虚拟索引可与 TLB 并行，却要处理不同虚拟地址映射同一物理页的同义问题，以及不同进程相同虚拟地址的重名问题。常见 L1 使用“虚拟索引、物理标记”，并让索引只依赖页内偏移范围。

PTE 的用户/内核、可写、可执行位是硬件隔离基础。切换进程后，旧 TLB 项不能被错误复用，系统可刷新 TLB 或用地址空间标识符区分。

推测执行还可能在权限检查结果确定前触碰 cache，形成侧信道。因此翻译与权限不只是性能机制，也是安全边界。