虚拟内存实现

页表

  • 硬件通过处理器和 MMU（Memory Management Unit）实现

  • 任何一条地址应该认为是虚拟内存地址；该地址会转到 MMU，MMU 翻译为物理地址，从物理地址加载

  • MMU 只是去查看 page table，page table 存在于内存中

  • 虚拟内存地址只使用了低 39bit；低 12bit 作为页内地址偏移（offset），高 27bit 是索引页的 index，实际上是由 3 个 9bit 的数字组成（L2，L1，L0）。前 9 个 bit 被用来索引最高级的 page directory（注：通常 page directory 是用来索引 page table 或者其他 page directory 物理地址的表单

  • 用 44bit 的 PPN，再加上 12bit 的 0，这样就得到了下一级 page directory 的 56bit 物理地址。这里要求每个 page directory 都与物理 page 对齐

  • 3 级页表由硬件实现的，所以 3 级 page table 的查找都发生在硬件中。MMU 是硬件的一部分而不是操作系统的一部分。
  • 在 XV6 中，有一个函数也实现了 page table 的查找，因为时不时的 XV6 也需要完成硬件的工作，所以 XV6 有这个叫做 walk 的函数，它在软件中实现了 MMU 硬件相同的功能。

PTE 结构

  • 第一个标志位是 Valid。如果 Valid bit 位为 1，那么表明这是一条合法的 PTE，你可以用它来做地址翻译。对于刚刚举得那个小例子（应用程序只用了 1 个 page 的例子），我们只使用了 3 个 page directory，每个 page directory 中只有第 0 个 PTE 被使用了，所以只有第 0 个 PTE 的 Valid bit 位会被设置成 1，其他的 511 个 PTE 的 Valid bit 为 0。这个标志位告诉 MMU，你不能使用这条 PTE，因为这条 PTE 并不包含有用的信息。
  • 下两个标志位分别是 Readable 和 Writable。表明你是否可以读/写这个 page。
  • Executable 表明你可以从这个 page 执行指令。
  • User 表明这个 page 可以被运行在用户空间的进程访问

TLB

  • 每个核有自己的 MMU 和 TLB

  • 如果切换 page table，操作系统需要告诉处理器当前正在切换 page table，处理器会清空 TLB。因为本质上来说，如果你切换了 page table，TLB 中的缓存将不再有用，它们需要被清空，否则地址翻译可能会出错。

  • 在 RISC-V 中，清空 TLB 的指令是 sfence_vma

虚拟地址映射

映射过程

CPU 将虚拟地址传入 MMU，MMU 根据 SATP 中的值判断是否进行虚拟内存和物理内存的映射

  • SATP=0，虚拟地址就是物理地址
  • SATP 为页表的根地址，进行物理页的索引

内核

  • free memory 来存放用户进程的 page table，text 和 data。如果我们运行了非常多的用户进程，某个时间点我们会耗尽这段内存，这个时候 fork 或者 exec 会返回错误。

  • 左侧低于 PHYSTOP 的虚拟地址，与右侧使用的物理地址是一样的。

  • kernel stack 之下有一个未被映射的 Guard page，这个 Guard page 对应的 PTE 的 Valid 标志位没有设置，这样，如果 kernel stack 耗尽了，它会溢出到 Guard page，但是因为 Guard page 的 PTE 中 Valid 标志位未设置，会导致立即触发 page fault；Guard page 不会映射到任何物理内存，它只是占据了虚拟地址空间的一段靠后的地址。

  • kernel stack 被映射了两次，在靠后的虚拟地址映射了一次，在 PHYSTOP 下的 Kernel data 中又映射了一次，但是实际使用的时候用的是上面的部分，因为有 Guard page 会更加安全。

用户