CPU访问一个虚拟地址的整体流程

一、虚拟地址转换成物理地址

1. 涉及到的部件：
   • MMU：虚拟地址—MMU—>物理地址。MMU会控制整个流程（查快表、查慢表等等）
   • TLB快表：组号（若为组相联TLB）、TLB标记、有效位、页框号
   • 页表（慢表）：（隐含页目录号）、有效位、在外存中地址、脏位、页框号（应该还有其他的位，但408不需要了）
     • 每个进程有自己的页表，操作系统负责分配物理主存和更新页表。页表包含了每个可能的虚拟页的映射（磁盘上的位置以及调入主存后的主存物理地址），因此不需要标记位
2. 流程：
   • 先判断是否越界：虚拟页号是否小于页表长度。若越界则产生越界中断（内中断），不越界才能正常往下执行
   • 用虚拟页号查TLB
     • 全相联TLB：用虚拟页号和TLB标记比较；组相联TLB：用虚拟页号后$lo{g}_2(组数)$位选中一个分组，用虚拟页号前面剩下的位和组内的（路数）个TLB标记比较
     • 处理TLB缺失：当TLB中没有一个表项能匹配虚拟地址时，TLB缺失就会发生。TLB缺失有以下两种可能
       • 页在主存中，只需创建缺失的TLB表项。MIPS的方案是先从主存中取出页表项装入TLB，然后重新执行引起TLB缺失的那条指令，这时就会得到TLB命中
       • 页不在主存中，需要先缺页中断。缺页将在指令周期的中断周期被发现。为了在缺页处理完毕后重新启动引起缺页的指令，必须保存该指令的PC值。
   • 若TLB未命中，用虚拟页号查页表（慢表）
     • 若慢表中对应虚拟页号的页表项，有效位为1，说明其在内存中，通过其物理页框号得到该虚拟地址的实际物理地址
     • 若慢表中对应虚拟页号的页表项，有效位为0，说明其不在内存中，产生缺页中断
       • 通过其在外存中的地址（页表项中的一项内容），将该页从外存调入内存。
         • 若有空闲页框，则直接分配内存（页框），将目标页调入内存（涉及磁盘I/O），修改页表
         • 若为进程分配的驻留集已满，则根据规定的置换算法，从当前页表中那些有效的页表项中选一页，换进来。这会导致当前访问的虚拟页号所对应的页表项的物理页框号和那个刚刚被换出的物理页框号一样。主要此时这个被换出的页的有效位为0
     • 页表的位置位于页表寄存器中（一共有1个页表寄存器，每个进程都有自己的页表始址。操作系统调度进程上处理机运行时，会从该进程的PCB中读取其页表始址，将其复制到页表寄存器中）。页表始址+页号就可以定位到指定页表项（因为页表项的大小一样，和数组一样，可实现随机查找）
       
3. 查阅：
   • 计算机组成：P2-存储器管理
   • 计算机组成：saotu-存储系统大全图
   • 操作系统：P2_进程的内存示意图
   • 操作系统PPT：3.1.4_2 基本地址变换机构
   • 09年统考真题（书P212）
   • 中文版计组软硬件接口

二、根据物理地址获取数据

查cache、查内存。
待续。。。

• 提高相联度需要更多比较器，同时cache块中的标记位数也要增加