虚拟内存RISC-V

文章目录

• 前言
• 一、虚拟内存三个重要功能/li>
• 二、物理和虚拟寻址
• • 1.物理寻址
  • 2.虚拟寻址
  • 3.虚拟内存作为缓存的工具
• 三、基于页面的虚拟内存
• • 1.页表
  • 2.RISC-V分页方案
  • 3.分页系统控制
  • 4.虚址到物理地址的转换算法

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前言

早期，提出虚拟内存的主要动机有两个：允许在多个程序之间高效地共享内存；消除小而受限的主存容量对程序设计造成的影响（即用户程序可能会超出内存容量的内存）。现在，第一条变成主要设计动机。为了更加高效地管理内存并且减少出错，现代系统提供了一种对主存的抽象概念，叫做虚拟内存（VM）。虚拟内存是硬件异常、硬件地址翻译、主存、磁盘文件和内核软件的完美交互，它为每个进程提供了一个大的、一致的和私有的地址空间。

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一、虚拟内存三个重要功能/h2>

• 它将主存看成是一个存储在磁盘上的地址空间的高速缓存，在主存中只保存活动区域，并根据需要在磁盘和主存之间来回传送数据，通过这种方式，高效的使用了主存。(主存也可以为通常由磁盘实现的辅助存储器充当”cache”)

• 它为每个进程提供了一致的地址空间，从而简化了内存管理。

• 它保护了每个进程的地址空间不被其他进程破坏。

二、物理和虚拟寻址

1.物理寻址

计算机系统的主存被组织成一个由M个连续的字节大小的单元组成的数组。每个字节都有一个唯一的物理地址（physical address, PA）。第一个字节的地址为0，接下来的字节地址为1，依此类推。CPU访问内存的最自然的方式就是使用物理地址。称这种方式为物理寻址。

2.虚拟寻址

使用虚拟寻址，cpu通过生成一个虚拟地址（Virtual Address， VA）来访问主存，这个虚拟地址在被送到内存之前先转换成适当的物理地址。将一个虚拟地址转换为物理地址的任务叫做地址翻译（address translation）。就像异常处理一样，地址翻译需要cpu硬件和操作系统之间的紧密合作。cpu芯片上叫做内存管理单元（Memory Management Unit, MMU）的专用硬件，利用存放在主存中的查询表来动态翻译虚拟地址，该表的内容由操作系统管理。

3.虚拟内存作为缓存的工具

虚拟内存被组织为一个由存放在磁盘上的N个连续的字节大小的单元组成的数组。每字节都有一个唯一的虚拟地址，作为到数组的索引。磁盘上数组的内容被缓存在主存中。和存储器层次结构中其它缓存一样，磁盘（较低层）上的数据被分割成块，这写块作为磁盘和主存（较高层）之间的传输单元。VM系统通过将虚拟内存分割为虚拟页的大小固定的块来处理这个问题。
在任意时刻，虚拟页面的集合都分为三个不相交的子集：

• 未分配的，VM系统还未分配的页，未分配的块没有任何数据和它们相关联，因此也就不占任何磁盘空间。
• 缓存的，当前已缓存在物理内存中的已分配页。
• 未缓存的，未缓存在物理内存中的已分配页。

三、基于页面的虚拟内存

S模式提供了一种传统的虚拟内存，它将内存划分为固定大小的页来进行地址转换和对内存内容的保护。启用分页的时候，大多数地址（包括load和store的有效地址和PC中的地址）都是虚拟地址，要访问物理内存，它们必须被转换为真正的物理地址，通过遍历页表的高基数树实现。页表中的叶节点指示是否已经被映射到了真正的物理页面，如果是，则指示了那些权限模式和通过哪种类型的访问可以操作这个页。访问未被映射的页或访问权限不足会导致页错误异常（page fault exception）。

1.页表

同任何缓存一样，虚拟内存系统必须有某种方法判定一个虚拟页是否缓存在DRAM中的某个地方。如果是，系统还必须确定这个虚拟页存放在那个物理页中。如果不命中，系统必须判断这个虚拟页存放在磁盘的那个位置，在物理内存中选择一个牺牲页，并将虚拟页从磁盘复制到DRAM中，替换这个牺牲页。这些功能由软硬件联合提供，包括操作系统软件、MMU中的地址翻译硬件和一个存放在物理内存中的页表（page table）结构，页表将虚拟页映射到物理页。每次地址翻译硬件将一个虚拟地址转换为物理地址时，都会读取页表。操作系统负责维护页表的内容，以及在磁盘与DRAM之间来回传送页。

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页表就是一个页表项（page table entry, PTE）的数组。虚拟地址空间中的每个页在页表中一个固定偏移量处都有一个PTE。根据PTE中的有效位判断，表明该虚拟页当前是否被缓存在DRAM中。如果设置了有效位，那么地址字段就表示DRAM中相应的物理页的起始位置，这个物理页中缓存了该虚拟页。如果没有设置效位，那么一个空地址表示这个虚拟页还未被分配。否则，这个地址就指向该虚拟页磁盘上的起始位置。

2.RISC-V分页方案

RISC-V的分页方案以SvX的模式命名，X是以位为单位的虚拟地址的长度。

• RV32的分页方案Sv32支持4GiB的虚址空间，这些空间被划分为2^10 个4KiB大小的基页（分页的基本单位）。因此，Sv32的页表是基数为2 ^10的两级树结构（两级页表查找）。页表中每个项的大小是四个字节，因此页表本身的大小是4KiB。页表的大小和每个页的大小完全相同，这样的设计简化了操作系统的内存分配。

• RV64支持多种分页方案，Sv39使用和Sv32相同的4KiB大的基页。页表项的大小变成8个字节，所以它们可以容纳更大的物理地址。为了保证页表大小和页面大小一致，树的基数相应地降到2 ^9,树也变为三层（三级页表查找）。Sv39的512GiB地址空间划分为2 ^9个1GiB大小的吉页。每个吉页被进一步划分为2 ^9个巨页。在Sv39中这些巨页大小为2MiB，比Sv32中略小。每个巨页再进一步分为2 ^9个4KiB大小的基页。

• 其他RV64分页方案只是向页表添加更多级别。Sv48与Sv39几乎相同，但其虚拟地址空间大2 ^9倍，页表更深一层（四级页表查找）。

3.分页系统控制

S模式控制状态寄存器satp（Supervisor Address Translation and protection, 监管者地址转换和保护）控制了分页系统。satp有三个域。MODE域可以开启分页并选择页表级数，ASID（Address Space Identifier, 地址空间标识符）域是可选的，它可以用来降低上下文切换的开销。最后，PPN字段保存了根页表的物理地址，它以4KiB的页面大小为单位。通常M模式的程序在第一次进入S模式之前会把零写入satp以禁用分页，然后S模式的程序在初始化页表以后再次进行satp寄存器的写操作。

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