ARM系列 -- TLB维护指令
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科技
2023-01-22 23:50
河北
今天来看一条关于TLB维护的指令，无效操作指令TLBI。TLBI指令用于TLB无效操。TLBI指令的编码格式如下：![]()
TLBI <tlbi_op>{, <Xt>}
关于<tlbi_op>，截取一部分编码。TLBI的操作码比较多，一一介绍的意义不大，感兴趣的话去看Armv8-A架构文档好了。![]()
什么时候需要用到TLBI指令呢？在回答这个问题前，我们先来回忆一下TLB是什么。TLB位于MMU（Memory
Management Unit）中，如下图。![]()
处理器发出的地址首先要经过地址转换，TLB中存储的是地址转换的页表。TLB本身也是一块cache，所以查询TLB的时候，输入的地址也分为标签位（tag），索引位（index）和偏移位（offset）。与普通的高速缓存不同的是，TLB的输入是地址，输出也是地址。在现代计算机系统中，内存通常都是由操作系统（OS）来管理。在早期的单任务系统中，除去操作系统占用的内存，其它内存都有单一的应用程序占有，这时的内存管理相对简单。后来发展到多任务系统，原来的独占式管理就不适用了。操作系统发展出段式（Segmentation）内存管理，就是将一个程序按照逻辑单元分成多个程序段，每一个段使用自己单独的虚地址空间。段式内存管理是不连续分配内存技术中的一种。其最大特点在于它按照程序段、数据段等有明确逻辑含义的“段”来分配内存空间，克服了页式的、硬性的、非逻辑划分给保护和共享与支态伸缩带来的不自然性。段的最大好处是可以充分实现共享和保护，便于动态申请内存，管理和使用统一化，便于动态链接；其缺点也很明显，就是容易产生内存碎片，这是因为在系统上运行的程序的各个段的大小往往都不是固定的，而且段的分布也不是连续的。后来操作系统发展出页式（Page）内存管理，页式管理分为静态页式管理和动态页式管理。其基本原理是将虚拟空间划分成若干个长度相等的页（page），页式管理把内存空间按页的大小划分成片或者页面（Page Frame），然后把页式虚拟地址与内存地址建立一一对应页表，并用相应的硬件地址变换机构，来解决离散地址变换问题。页是内存的最小分配单位，一个应用程序的虚拟页可以存放在任意一个空闲的物理页中。页式内存管理使用页表（Page Table）来进行虚拟地址到物理地址到转换。每个虚拟页都有一个编号，叫做VPN（Virtual Page Number）；相应的，每个物理页帧也有一个编号，叫做PFN（Physical Frame Number）。页表存储的就是VPN到PFN的映射关系。操作系统为每个程序都分配了一个页表，存储在内存当中，页表里由多个页表项（Page
Table Entry，PTE）组成。页式内存管理的优点是，有效地解决了内存碎片问题，提高了内存利用率。页式内存管理缺点是要求有相应的硬件支持，例如TLB；而且增加了系统开销，页表占用空间大；会有一定的内存浪费，因为通常每个进程申，请的最后一个页不会被充分利用。这里要提一下，关于页的尺寸问题，大页会减少页表的尺寸，比如1GB的地址空间，分成64KB的页，就会有2^30/(64*2^10)=2^14个表项；如果是4KB，就是2^30/(4*2^10)=2^18个表项。大页的代价是内存浪费更严重一些。Armv8-A支持4KB，16KB，64KB三种页尺寸。后来又发展出段页式内存管理，即先将用户程序分成若干个段，再把每个段分成若干个页。段页式管理是段式管理和页式管理相结合而成，具有两者的优点。 这里闲聊几句，计算机系统的发展就是不断提出新的创新，然后针对新技术的缺点加以改善。今天的重点不是讲内存管理，只是为了说明TLB的作用。再回到TLB，既然TLB也是cache，那么也会面临“歧义（ambiguity）”问题。举个例子，假设A进程虚拟地址0x1000映射到物理地址0x2000。B进程虚拟地址0x1000映射到物理地址0x3000。当A进程运行时，TLB中的表项是0x1000->0x2000映射。随后切换到B进程的时候，TLB中的表项还存在，但是当B进程访问虚拟地址0x1000时将得到物理地址0x2000的数据，而不是物理地址0x3000的数据。想要避免歧义的发生，当切换进程的时候，操作系统或应用程序需要将TLB全部刷新一遍，将旧的的表项无效掉。这样，新进程需要重新加载地址页表，解决了歧义问题。但是，每次进程切换都无效所有TLB表项的做法也会带来问。对新进程来说，初始会面对一个空白的TLB，也就是会有大量的TLB未命中和高速缓存未命中，处理器性能会大打折扣。为了解决这一问题，引入了进程地址空间ID（Address Space ID，ASID），处理器发给TLB的不仅仅是虚拟地址，还带有进程信息。在访问TLB时，就不仅仅是地址匹配，还加上了ASID匹配。有了ASID机制，在进程切换的时候就不需要将旧进程的地址页表刷新出去。再来看上一个例子，如果A进程和B进程有不同的ASID，在切换到B进程后，虽然TLB中存在虚拟地址0x1000的表项，但是这个表项被标记为A进程的ASID，B进程查询TLB时虽然可以匹配上虚拟地址，但是ASID确匹配不上。因此B进程的这次查询的结果是TLB未命中，需要重新加载0x1000->0x3000的地址转换，并标记上B进程的ASID。ASID机制虽然可以减少进程切换的TLB未命中，但是还不足够有效。设想一种场景，A进程运行了很长一段实际，基本上TLB中的表项全部标记为A进程的ASID，当切换到B进程后，依然会有大量的TLB未命中发生。其实，有一些地址转换对所有的进程是相同的，这部分就不需要用ASID做标记位来区分。比如，内核空间就是所有进程共享的。这时，可以为TLB再增加一个标志位nG，以区分TLB表项是全局的还是进程特有的。在进程切换的时候，全局的表项就不需要无效了。除了ASID，Armv8-A还为虚拟化提供了VMID（Virtual Machine ID），用来标识虚拟机。这部分在前面介绍ARM虚拟化的文章中有提到，就不再赘述了。总结一下今天的内容，为了操作系统管理内存，引入了TLB；在进程切换时，TLB会产生“歧义”问题，因此每次进程切换需要无效上一个进程的TLB表项；为了减少进程切换造成的处理器性能损失，引入了ASID和nG。
