第十讲存储管理.doc

第十讲 存储管理1. 在如下一段 C语言程序的 for 循环中，void cycle(double* a) {int i;double b[65536];for(i=0; i<3; i++) {memcpy(a, b, sizeof(b));}}程序 memcpy函数执行过程中可能发生哪些例外，各多少次答：忽略外部中断（包括键盘，鼠标等输入） ，内部程序执行例外可能有：① TLB例外（ TLB Miss Exception ）② 缺页异常（ Page Fault Exception ）TLB例外和页大小有关，还和 TLB 表项以及替换算法有关（分表假设为 4K、128 项和最近未使用 LUR,不考虑 ITLB miss 例外），则： 65536*8*2 =512*2=256*4k, 也就是 256 次例外缺页异常具体次数和页大小有关，假设页大小为 4K( 假设页分配后不会被替换出去，且忽略临时变量 i ，以及指令代码段发生的缺页例外，假设内存足够大，页加载入主存后不会被替换) ：正常情况下 a 不会缺页， b 缺页可以有 128 次2. 对于指令 Cache 是否有必要考虑 Cache 别名问题？答：有必要，可能会由于 cache 别名导致取错指令，甚至导致 Last level cache 不能维护和一级指令 cache 之间的 inclusion 关系，从而导致死机。

3. 假定在某一个 CPU的 Cache 中需要 64 位虚拟地址， 8 位的进程标识，而其支持的物理内存最多有 64GB请问，使用虚拟地址索引比使用物理地址作为索引的 Tag 大多少？这个值是否随着 Cache 块大小的变化而发生改变？答：由于虚拟地址有 64 位，进程标识为 8 位；而物理地址是 64GB，即需要 36 位物理地址这样，使用虚拟地址比使用物理地址总共增加的位数为 8＋（ 64－36）＝ 8＋ 28＝ 36 位；而保持页大小不变化，改变块的大小，增加的位数保持不变4. 考虑一个包含 TLB 的当代处理器1）请阐述 TLB、 TLB 失效例外、页表和 Page fault之间的关系2）如果有这样一个机器设计：对于同样的虚拟地址，TLB命中和Pagefault同时发生，这样的设计合理么？为什么？（3）现代计算机页表普遍采用层次化的方式，请解释原因答：1) TLB ： Translation lookaside buffer, 即旁路转换缓冲，或称为页表缓冲；里面存放的是一些页表文件（虚拟地址到物理地址的转换表） TLB 是页表的一个子集TLB失效例外： 假如某个虚地址 VA，在 TLB 中没有找到对应的页表项，则发生 TLB 失效例外 (TLB miss exception) 。

页表：简单的说，页表是内存块的目录文件，作用是实现从页号到物理块号的地址映射用固定大小的 页 (Page) 来描述逻辑地址空间，用相同大小的页框 (Frame) 来描述物理内存空间，从逻辑页到物理页框的页面映射 ，这些页面映射就是一张张页表（PageTable ） .PageFault：缺页，就是TLB 中没有虚地址VA对应的页表，主存中也没有VA对应的物理地址这时候发生 Page Fault Exception （缺页例外），需要交给操作系统处理，通常需要消耗很多的时间来处理该例外2) 不合理，因为 Page Fault 发生时意味着主存中没有虚地址 VA 对应的页表，这是 TLB 中也应该没有，因为 TLB 里的页表都是主存中换进去的，是主存中页表的子集，应该发生 TLB miss 倘若没有发生，说明 TLB 不是主存页表的子集，这会导致存储不一致，也违背了层次化设计的基本要求3) 多级页表可以减少页表所占用的存储空间比如：一个 32 位逻辑地址空间的计算机系统，页大小为 4KB，那么页表有一百万条目假设每个条目占 4B，则需要 4MB物理地址空间来存储页表本身一个虚地址 (32 位系统，页大小 4K) 可以被分为 : 一个 20 位的页号 +一个 12 位的偏移。

如果对页表进行再分页，那么页号分解为 : 一个 10 位的页号 +一个 10 位的偏移因此，一个逻辑地址表示如下 :p1 是用来访问外部页表的索引 , p2 是外部页表的页偏移5. 已知一台计算机的虚地址为 48 位，物理地址为 40 位，页大小为 16KB，TLB 为 64 项全相联， TLB的每项包括一个虚页号vpn，一个物理页号 pfn ，以及一个有效位valid ，请根据如下模块接口写出一个TLB的地址查找部分的 Verilog 代码module tlb_cam(vpn_in,pfn_out, hit,);其中 vpn_in 为输入的虚页号， pfn_out为输出的物理页号， hit为表示是否找到的输出信号，“ ”表示与该 TLB输入输出有关的其他信号重复的代码可以用“ ”来简化答：module tlb_cam(input_valid,vpn_in,pfn_out, hit, clock);inputclock;inputinput_valid;input [33:0] vpn_in;output[25:0] pfn_out;outputhit;reg [33:0] vpn_reg;always@(posedge clock) beginif(input_reg)vpn_reg <= vpn_in;endreg[60:0]cam_content[63:0];//[60:60]valid[59:34]pfn [33:0]vpnwire [63:0]entry_hit;assignentry_hit[0]=cam_content[0][60]&& (vpn_in==cam_content[0][33:0]);assignentry_hit[1]=cam_content[1][60]&& (vpn_in==cam_content[1][33:0]);assignentry_hit[63]= cam_content[63][60]&& (vpn_in==cam_content[63][33:0]);assign hit = |entry_hit;assign pfn_out= {26{entry_hit[0]}} {26{entry_hit[1]}}& cam_content[0][59:34] & cam_content[1][59:34]||{26{entry_hit[63]}}& cam_content[63][59:34];endmodule6. （博士）很多处理器都提供了可变页的支持，也就是 TLB的每项可以代表不同大小的页（ 1K/2K/4K 甚至 1G）。

请简述 Linux 为了支持可变页需要进行哪些支持答：① 首先，需要内核有判断页大小是多少的机制可以分为两种，一种是内核基于启发式的方法内自行来决定（比如对一些数据段用大页表，而指令段小页表） ；另一种是应用程序将相关的信息传给内核（需要编译器支持） 前者复杂度高，难以得到好的效果，后者相对容易实现（因为应用程序本身对其各个数据结构更了解）一般选用后者② 决定不同页表的大小的判断粒度是每个地址进行判断（细粒度，这时对于不同地址的代码段，可能其页表大小不一样） ，还是直接根据地址段数属性（粗粒度，如数据段，代码段等）来判断（这时候，可能所有代码段的页表大小都一样） ③ 对应的 memory allocation 等函数也该需要进行修改一便用于变长页表7. ( 博士 ) 针对 linux/mips 页表组织，修改 TLB相关控制寄存器的格式（如果你认为必要可以增减控制寄存器或者其它处理逻辑）以减少 refill 例外处理时间描述你的方案，给出使用新寄存器组实现的 refill 例外处理代码Linux 的 tlb 重填代码(共 18 条指令 )mfc0k0,CP0_BADVADDR# 取发生 tlbmiss 的地址srlk0,k0,22# 最高 10 位是第一级页表的索引lwk1,pgd_current# 取页表入口指针sllk0,k0,2# 每项 4 个字节 , 所以索引 *4= 偏移adduk1,k1, k0#*k1 指向下一级页表入口mfc0k0,CP0_CONTEXT#context包含失效的虚页号lwk1,(k1)# 取出第二级页表srlk0,k0,1andk0,k0,0xff8# 算出第二级页表的偏移adduk1,k1, k0lwk0,0(k1)# 成对存放 , 一个偶数页lwk1,4(k1)# 加一个奇数页srlk0,k0,6# 移出 6 位无用的位mtc0k0,CP0_ENTRYLO0# 写入偶数页表项srlk1,k1,6mtc0k1,CP0_ENTRYLO1# 写入奇数页表项tlbwr# 写入 TLB 的一个随机项eret#异常返回tlbwr# 写入 TLB 的一个随机项eret#异常返回所做的。