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1.页式存储系统

1.1.TLB

1.1.1.全相联映射

1.1.2.组相联映射

1.2.各组件存放位置

1.3.Cache

1.3.1.全相联映射

1.3.2.直接映射

1.3.3.组相联映射

1.4.页框和主存块的关系

1.5.真题

2.Cache行和TLB的构成

2.1.Cache行的构成

2.2.TLB的构成

3.真题

4.Cache硬件原理拓展

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1.页式存储系统

1.进程以分页的方式存储在内存中，即将进程进行拆分，再将其放入内存的物理页框中（数据部分和指令部分）

2.指令的执行需要使用某些数据时，其地址通过逻辑地址（VA）的形式给出；PC指向的也是逻辑地址（VA）；每个进程的部分相同的低地址（或者高地址）都会映射到同一些页框中（相当于页面共享），这些页框中存放的是执行系统调用的代码

即执行需要的数据和下一条指令都是逻辑地址，都要进行逻辑地址到物理地址的转换

3.虚拟内存地址位数由操作系统位数决定，36位操作系统，即36bit的虚拟地址

4.页内偏移量位数（页内地址）由页面大小决定，每个页面大小为4KB，即页内地址为12位（物理地址和虚拟地址的页面大小相等，即页内地址位数相同）

5.物理地址地址位数由物理地址空间大小决定，物理地址空间4GB，即32bit的物理地址（通常物理地址的位数小于虚拟地址的位数）

6.每个进程一张页表，页表始址存放在该进程的PCB中

1.1.TLB

1.1.1.全相联映射

1.页表存储在内存中；TLB由SRAM组成，当CPU访问某一页表项后，该页表项将会被复制到TLB中，下次访问同一地址时，就无需访存查页表，由TLB就可以得到其物理地址，加快地址转换速度

2.①没有TLB（需要访存）：根据虚拟页号查询页表→页框号→将页框号和页内偏移量进行拼接→物理地址

②有TLB（不需要访存）：TLB

（1）根据虚拟页号查询TLB→TLB命中→页框号→将页框号和页内偏移量进行拼接→物理地址（命中即跳过查询慢表的过程，直接进行拼接得到物理地址）

（2）根据虚拟页号查询TLB→TLB未命中→根据虚拟页号查询页表→页框号→将页框号和页内偏移量进行拼接→物理地址

3.①单级页表：通过页号 * 页表项单位大小的方式找到该页号所对应的页表项（CPU会存储当前进程的页表起始地址，即页表始址）：页表项顺序存储（类似数组），且每个页表项的大小相等

②由于页表需要连续存储的特性，因此，单级页表可能过长的连续空间，通过多级页表的方式解决需要占用过大连续存储空间的问题，使其可以离散存放（二级页表）：

将24bit的页目录号分成12bit页目录号（一级页表）和12bit页号（二级页表），先对比页目录号得到存放二级页表的页框号，再通过页号得到物理地址的页框号

即页目录表→二级页表→物理页框（TLB的存储形式不会发生改变）

4.TLB就是最近访问的页表中某行页表项的副本数据（TLB标记即虚拟页号）

5.TLB的查询方式：用虚拟页号和TLB中每行的TLB标记进行比较（同时比较），并且需要注意有效位是否为1

1.1.2.组相联映射

根据虚拟页号的末尾3bit查找对应的组号→依次对比剩余虚拟页号位（24 - 3 = 21位）是否和组内TLB标记匹配→对比有效位→拼接得到物理地址

1.2.各组件存放位置

1.PCB：抽象为一种数据结构，存放在主存的内核区

2.页表：存放在主存的内核区

3.页表始址：指明该进程的页表从哪开始存放，INT型变量，包含于PCB

4.页表始址寄存器（硬件）：包含于MMU（内存管理单元）中；系统运行进程前（切换进程），CPU将会把页表始址复制到页表始址寄存器中（每个进程的页表始址不同）

5.MMU（硬件）：集成在CPU中

6.TLB（硬件，当前进程页表项的副本）：高速存储器，SRAM，包含于MMU，属于CPU；切换进程后，之前的TLB的有效位全部置为0（TLB是当前进程的页表项副本，故之前进程的TLB作废）

7.Cache（硬件，内存的副本）：高速存储器，包含于CPU，但不属于MMU的一部分；切换进程，Cache进程不作废，不同进程可能共享同一页框

（1）TLB和Cache在底层硬件原理上相同，但作用不同

（2）切换进程：页表始址寄存器更新；TLB作废；Cache不需要全部作废，但是会经常出现Cache未命中

1.3.Cache

1.主存块大小 = Cache块大小；页框大小 ＞Cache块大小：主存块和页框是不同概念

2.字块内地址位数决定Cache块的大小，字块内地址6bit即Cache块大小为64B

3.根据Cache映射方式和Cache块大小确定物理地址的格式结构

4.根据字块内地址确定访问该Cache块中的具体字节 / 字

1.3.1.全相联映射

用标记对比Cache中的每一行，且有效位为1，根据字块内地址找到某个字 / 字节

1.3.2.直接映射

1.根据Cache中有几行，确定行号的位数

2.Cache标记位数 = 物理地址总位数 - 字块内地址位数

3.根据物理地址中行号所对应的位数唯一确定该数据块在Cache中出现的位置

4.查询顺序：对比行号→对比Cache标记→对比有效位→根据字块内地址访问Cache块中的某一字 / 字节

5.Cache中的行号隐含（顺序存储，类似数组）

1.3.3.组相联映射

1.每组中Cache块的行数决定是几路组相联映射，每组2行即2路组相联映射

2.组个数决定组号的位数，8组即组号3bit（0 - 7）

3.查询顺序：对比组号→对比Cache标记→对比有效位→根据字块内地址访问Cache块中的某一字 / 字节

4.路数代表每组多少个，而不是分为多少组；总个数 / 路数 = 组数

1.4.页框和主存块的关系

设主存大小为4KB

（1）①每个页框为1KB → 共4个页框 → 页框号为2bit，页内偏移量为10bit

②主存大小为4KB，每个主存块为64B → 共4KB / 64B = 64块，即主存块号为6bit，字块内地址为6bit

③主存若以页框为单位，被分为4个页框；若以主存块为单位，被分为64个主存块

（2）逻辑地址转换为物理地址：以页框为单位；使用物理地址通过Cache找数据时，以块为单位

（3）磁盘和主存以页框为单位进行数据交换，容量大方便进行数据交互；主存和Cache以主存块为单位，基于局部性原理，保证Cache的效率

1.5.真题

（1）①按字节编址：每个地址对应一个字节

②虚拟地址为32位→VA = 32bit；物理地址为24位→PA = 24bit；页大小为8KB→页内地址 = 13bit；Cache数据块大小为64KB→Cache所有块容量之和为64KB

③页内地址13 bit，且虚拟地址为 32bit → A（虚拟页号）地址为 32 - 13 = 19 bit

④TLB采用全相联映射 → TLB标记位 = 虚拟页号位 → B = A = 19 bit

⑤页内地址13 bit → 页内偏移量 = 13bit → D = 13bit

⑥物理地址24 bit，页内偏移量13 bit → C = 页框号 = 24 - 13 = 11 bit

⑦Cache采用二路组相联映射方式 → 物理地址被分为三部分：Cache标记位（Tag） + 组号 + 字块内地址

⑧Cache块大小 = 主存块大小 = 64B → 字块内地址 = 6 bit

⑨Cache数据块大小为64KB → 共有64KB / 64B = 1K 个Cache块 → Cache采用二路组相联映射方式 → 每组两行Cache → 共有 1K / 2 = 512个组 → 组号 9bit

⑩Cache标记位 = 物理地址总位数24 bit - 字块内地址6 bit - 组号9 bit = 9 bit

（2）①将4099转换为18bit的二进制数 → 00 0001 0000 0000 0011 → 组号为末尾9 bit → 0 0000 0011 = 3→ 组号为3

②H为Cache标记位，即4099的前9bit →00 0001 000

（3）Cache缺失处理将主存块调入Cache中；缺页处理从外存调入一个页进入主存；磁盘I/O速度低于主存读写速度，故缺页处理时间开销更大

（4）①直写策略：Cache中内存块被修改的时候同步写回主存的内存块

回写策略：只有Cache中该主存块被淘汰时，才将修改内容写回块中

②磁盘I/O（写回磁盘）的速度和读写主存的速度差异过大

2.Cache行和TLB的构成

2.1.Cache行的构成

1.Cache数据区总大小 = Cache总行数 * Cache块大小

2.Cache总大小 = Cache数据区总大小 + Cache标志位总大小

3.Cache行构成 = Tag + 有效位 + 替换信息位 + 脏位 + 块内数据

①Tag：Cache标签；由物理地址位数 + Cache总行数 + Cache块大小 + Cache映射方式共同决定位数

（1）直接映射：Tag = 物理地址位数 - 行号位数 - 块内地址位数（行号 = Cache总行数）

（2）组相联映射：Tag = 物理地址位数 - 组号位数 - 块内地址位数（组号 = Cache总行数 / 几路组相联）

（3）全相联映射：Tag = 物理地址位数 - 块内地址位数

②有效位：该Cache行的数据是否有效，固定存在且固定为 1 bit

③替换信息位：反映当Cache行满需要进行替换时，该Cache的被替换优先级；由映射方式 + 替换算法 + Cache总行数决定位数

（1）直接映射：每个主存块唯一确定在Cache中的映射位置，故不需要替换信息位，即 0 bit

（2）全相联映射：随机替换算法 → 0 bit；FIFO、LRU → log 行数（以2位底）bit

（3）组相联映射：随机替换算法 → 0 bit；FIFO、LRU → lod 路数（以2位底）bit

④脏位（修改位）：在该行Cache被替换时，根据脏位判断该Cache是否被修改过，即是否需要写回内存

写回法（write - back）：只有淘汰某个Cache块时才将被修改过的Cache写回主存，故需要脏位来表示Cache是否被修改过；脏位为 1 bit

直接法（write - through）：Cache被修改时直接写回主存，即Cache内数据和主存中数据保持一致，故不需要脏位；脏位为 0 bit

⑤块内数据：Cache块大小决定位数

⑥行号（直接映射）：Cache总行数决定位数

组号（组相联映射）：Cache总行数 + 几路组相联映射决定位数（总行数 / 路数）

行号和组号是被隐含的，不会额外占用标志位

2.2.TLB的构成

1.Tag：①全相联映射：位数 = 虚拟页号位数

②组相联映射：位数 = 虚拟页号位数 - 组号位数

2.有效位：一定存在，且固定为1bit

3.页框号：由页大小决定（注意区别于主存块大小）

4.替换信息位：与Cache同理

3.真题

（1）①总块数 = 数据区容量 / 主存块大小 = 32KB / 64B = 512块

②组数 = 总块数 / 8路 = 512 / 8 = 64 → 6bit

③块内地址： 主存块大小 = 64B → 6bit

④Tag = 32bit（物理地址位数） - 6 bit（组号）- 6 bit（块内地址）= 20 bit

⑤直写法：Cache数据和对应的主存块数据保持一致，不需要修改位

⑥LRU：8路组相联映射，每组8个，故3 bit（0 - 7）

（1）物理地址为28bit（右侧20 + 3 + 5，即是物理地址分成三个部分）

（2）TLB采用全相联映射，SRAM

（3）①组相联映射（每次都判断左右tag是否匹配，故是组相联映射，且为二路组相联）

②LRU → 替换信息位；二路组相联映射 → 每组2个Cache行 →1bit

③写回法 → 脏位：1 bit

④Cache总行数：组号3bit → 分为8组；二路组相联映射 → 每组2行Cache；8 * 2 = 16行

⑤Tag = 20bit

⑥总容量 = （20 + 1 + 1 + 1 + 32 * 8）* 16b，即（Tag + 脏位 + 有效位 + LRU + 数据）* 行数

⑦有效位说明该Cache的数据是否有效

（4）①0008 C040H的虚拟页号位0008 C得到实页号为0040

②实页号0040与页内地址040进行拼接得到物理地址→0040 040H

③0040 040H的末尾8bit为40H，即0100 0000，得到组号为010，即2

④对比组号为2的Cache，有0040 0的Cache标签，但是有效位为0，故Cache未命中

⑤0007 C260H的页内地址为260H，取末尾8bit，即0110 0000，组号为011，即3

1.45题中的第一列为行号，第二列为指令的虚拟地址，第三列为机器指令，第四列为汇编指令

2.主存地址32位，即物理地址为32位

3.页大小为4KB，按字节编址，即页内偏移量为12位

4.push指令的虚拟地址为0040 1000H，即虚拟页号为0040 1；ret指令的虚拟地址为0040 104AH，即虚拟页号为0040 1；两者的虚拟页号相等，故两个指令在同一页中

5.主存块大小为64B，即块内地址为6位

6.指令Cache有64行；采用四路组相联映射，即每组4行Cache；组数 = 64 / 4 = 16，即组号4bit

7.Tag标记位 = 32位（物理地址）- 6位（块内地址）- 4位（组号）= 22位

8.Call指令的虚拟地址为0040 1025H，转换成二进制后，相应的组号位为0000，即0号组

虚拟地址分为虚拟页号和页内偏移量，虚拟地址转换为物理地址时，将会使用对应的页框号拼接上页内偏移量形成物理地址，故页内偏移量就是物理地址的一部分，且为物理地址的低地址部分

4.Cache硬件原理拓展

1.通过中间3位找到对应的组，通过比较器同时比较组内两个Cache行的Tag是否与物理地址的Tag标记位匹配：通过电路分别将物理地址的Tag标记位和Cache的Tag输入到比较器中（物理地址来自MAR），如果两者相等，比较器输出1；如果两者不相等，比较器输出0

2.通过比较器上面的与门控制多路选择器是否接通：当且仅当比较器输出1（即Cache的Tag和物理地址的Tag相等）且有效位的电路输出1（即Cache数据有效）时，与门输出1给多路选择器，即多路选择器连通（但是仅连通左半边或者右半边，即将左边的Cache行的Data输入到多路选择器中或者将右边的Cache行的Data输入到多路选择器中，二者只会发生一个），然后多路选择器将输入的Data输出到数据中

3.将物理地址末尾的5位输入到数据中与2中输入的Tag位拼接，形成访问数据的具体字节的地址

①虚拟地址→物理地址：虚拟地址48位由36位VPN（虚拟页号）和12位VPO（页内偏移量）组成

1.左上角：VA即虚拟地址：由36位虚拟页号（VPN）和12位页内偏移量（VPO）组成

2.36位虚拟页号（VPN）：由32位TLB标签（TLBT，Tag）和4位组号（TLBI，INDEX）组成；即说明采用的是组相联映射方式

3.组号4位：分为16个分组（16sets）

4.每组4个：四路组相联映射（4entries / set），每个的标志位由PPN（physical page number，物理页号）、Valid（有效位）和Tag（TLB标签）组成

5.通过进行前32位（虚拟页号36位 - 组号4位）和组内各行TLB标签（同32位）进行匹配后，若命中（TLB - hit），则将PPN和PPO（physical page offset，页内偏移量）进行拼接得到物理地址PA

6.左下角：如果TLB miss（TLB未命中），则前36位虚拟页号将会被拆分为4个9位的虚拟页号（VPN），说明采用的是4级页表；CR3是CPU中的寄存器，指向第一级页表的起始地址，然后逐级寻找下一级页表的页表项位置，最终得到PPN，再进行拼接得到物理地址

②物理地址→Cache：物理地址42位由40位CT（Tag）+ 6位CI（Index，组号）+ 6位CO（offset，块内偏移量）组成

1.Cache共64个分组（64 sets），每组8行Cache → 8路组相联映射

2.用物理地址的前40位Tag和组内各行Cache的Tag进行匹配，Cache Hit则得到具体块号，通过块内偏移量在相应位置读出32/64bit

1.TLBT（Tag）： TLB标签位，6bit

2.TLBI（Index）：TLB组号位，Set为组号，0 - 3，即4组，2bit

3.TLBT + TLBI = VPN（虚拟页号），8bit

4.VPO（页内偏移量），6bit

5.每个Set中有4行Cache → 四路组相联映射

四路组相联映射