MIT6.S081
  • 简介
  • Lec01 Introduction and Examples (Robert)
    • 1.1 课程内容简介
    • 1.2 操作系统结构
    • 1.3 Why Hard and Interesting
    • 1.4 课程结构和资源
    • 1.5 read, write, exit系统调用
    • 1.6 open系统调用
    • 1.7 Shell
    • 1.8 fork系统调用
    • 1.9 exec, wait系统调用
    • 1.10 I/O Redirect
  • Lec03 OS Organization and System Calls (Frans)
    • 3.1 上一节课回顾
    • 3.2 操作系统隔离性(isolation)
    • 3.3 操作系统防御性(Defensive)
    • 3.4 硬件对于强隔离的支持
    • 3.5 User/Kernel mode切换
    • 3.6 宏内核 vs 微内核 (Monolithic Kernel vs Micro Kernel)
    • 3.7 编译运行kernel
    • 3.8 QEMU
    • 3.9 XV6 启动过程
  • Lec04 Page tables (Frans)
    • 4.1 课程内容简介
    • 4.2 地址空间(Address Spaces)
    • 4.3 页表(Page Table)
    • 4.4 页表缓存(Translation Lookaside Buffer)
    • 4.5 Kernel Page Table
    • 4.6 kvminit 函数
    • 4.7 kvminithart 函数
    • 4.8 walk 函数
  • Lec05 Calling conventions and stack frames RISC-V (TA)
    • 5.1 C程序到汇编程序的转换
    • 5.2 RISC-V vs x86
    • 5.3 gdb和汇编代码执行
    • 5.4 RISC-V寄存器
    • 5.5 Stack
    • 5.6 Struct
  • Lec06 Isolation & system call entry/exit (Robert)
    • 6.1 Trap机制
    • 6.2 Trap代码执行流程
    • 6.3 ECALL指令之前的状态
    • 6.4 ECALL指令之后的状态
    • 6.5 uservec函数
    • 6.6 usertrap函数
    • 6.7 usertrapret函数
    • 6.8 userret函数
  • Lec08 Page faults (Frans)
    • 8.1 Page Fault Basics
    • 8.2 Lazy page allocation
    • 8.3 Zero Fill On Demand
    • 8.4 Copy On Write Fork
    • 8.5 Demand Paging
    • 8.6 Memory Mapped Files
  • Lec09 Interrupts (Frans)
    • 9.1 真实操作系统内存使用情况
    • 9.2 Interrupt硬件部分
    • 9.3 设备驱动概述
    • 9.4 在XV6中设置中断
    • 9.5 UART驱动的top部分
    • 9.6 UART驱动的bottom部分
    • 9.7 Interrupt相关的并发
    • 9.8 UART读取键盘输入
    • 9.9 Interrupt的演进
  • Lec10 Multiprocessors and locking (Frans)
    • 10.1 为什么要使用锁?
    • 10.2 锁如何避免race condition?
    • 10.3 什么时候使用锁?
    • 10.4 锁的特性和死锁
    • 10.5 锁与性能
    • 10.6 XV6中UART模块对于锁的使用
    • 10.7 自旋锁(Spin lock)的实现(一)
    • 10.8 自旋锁(Spin lock)的实现(二)
  • Lec11 Thread switching (Robert)
    • 11.1 线程(Thread)概述
    • 11.2 XV6线程调度
    • 11.3 XV6线程切换(一)
    • 11.4 XV6线程切换(二)
    • 11.5 XV6进程切换示例程序
    • 11.6 XV6线程切换 --- yield/sched函数
    • 11.7 XV6线程切换 --- switch函数
    • 11.8 XV6线程切换 --- scheduler函数
    • 11.9 XV6线程第一次调用switch函数
  • Lec13 Sleep & Wake up (Robert)
    • 13.1 线程切换过程中锁的限制
    • 13.2 Sleep&Wakeup 接口
    • 13.3 Lost wakeup
    • 13.4 如何避免Lost wakeup
    • 13.5 Pipe中的sleep和wakeup
    • 13.6 exit系统调用
    • 13.7 wait系统调用
    • 13.8 kill系统调用
  • Lec14 File systems (Frans)
    • 14.1 Why Interesting
    • 14.2 File system实现概述
    • 14.3 How file system uses disk
    • 14.4 inode
    • 14.5 File system工作示例
    • 14.6 XV6创建inode代码展示
    • 14.7 Sleep Lock
  • Lec15 Crash recovery (Frans)
    • 15.1 File system crash概述
    • 15.2 File system crash示例
    • 15.3 File system logging
    • 15.4 log_write函数
    • 15.5 end_op函数
    • 15.6 File system recovering
    • 15.7 Log写磁盘流程
    • 15.8 File system challenges
  • Lec16 File system performance and fast crash recovery (Robert)
    • 16.1 Why logging
    • 16.2 XV6 File system logging回顾
    • 16.3 ext3 file system log format
    • 16.4 ext3如何提升性能
    • 16.5 ext3文件系统调用格式
    • 16.6 ext3 transaction commit步骤
    • 16.7 ext3 file system恢复过程
    • 16.8 为什么新transaction需要等前一个transaction中系统调用执行完成
    • 16.9 总结
  • Lec17 Virtual memory for applications (Frans)
    • 17.1 应用程序使用虚拟内存所需要的特性
    • 17.2 支持应用程序使用虚拟内存的系统调用
    • 17.3 虚拟内存系统如何支持用户应用程序
    • 17.4 构建大的缓存表
    • 17.5 Baker's Real-Time Copying Garbage Collector
    • 17.6 使用虚拟内存特性的GC
    • 17.7 使用虚拟内存特性的GC代码展示
  • Lec18 OS organization (Robert)
    • 18.1 Monolithic kernel
    • 18.2 Micro kernel
    • 18.3 Why micro kernel?
    • 18.4 L4 micro kernel
    • 18.5 Improving IPC by Kernel Design
    • 18.6 Run Linux on top of L4 micro kernel
    • 18.7 L4 Linux性能分析
  • Lec19 Virtual Machines (Robert)
    • 19.1 Why Virtual Machine?
    • 19.2 Trap-and-Emulate --- Trap
    • 19.3 Trap-and-Emulate --- Emulate
    • 19.4 Trap-and-Emulate --- Page Table
    • 19.5 Trap-and-Emulate --- Devices
    • 19.6 硬件对虚拟机的支持
    • 19.7 Dune: Safe User-level Access to Privileged CPU Features
  • Lec20 Kernels and HLL (Frans)
    • 20.1 C语言实现操作系统的优劣势
    • 20.2 高级编程语言实现操作系统的优劣势
    • 20.3 高级编程语言选择 --- Golang
    • 20.4 Biscuit
    • 20.5 Heap exhaustion
    • 20.6 Heap exhaustion solution
    • 20.7 Evaluation: HLL benefits
    • 20.8 Evaluation: HLL performance cost(1)
    • 20.9 Evaluation: HLL performance cost(2)
    • 20.10 Should one use HLL for a new kernel?
  • Lec21 Networking (Robert)
    • 21.1计算机网络概述
    • 21.2 二层网络 --- Ethernet
    • 21.3 二/三层地址转换 --- ARP
    • 21.4 三层网络 --- Internet
    • 21.5 四层网络 --- UDP
    • 21.6 网络协议栈(Network Stack)
    • 21.7 Ring Buffer
    • 21.8 Receive Livelock
    • 21.9 如何解决Livelock
  • Lec22 Meltdown (Robert)
    • 22.1 Meltdown发生的背景
    • 22.2 Speculative execution(1)
    • 22.3 Speculative execution(2)
    • 22.4 CPU caches
    • 22.5 Flush and Reload
    • 22.6 Meltdown Attack
    • 22.7 Meltdown Fix
  • Lec23 RCU (Robert)
    • 23.1 使用锁带来的问题
    • 23.2 读写锁 (Read-Write Lock)
    • 23.3 RCU实现(1) - 基本实现
    • 23.4 RCU实现(2) - Memory barrier
    • 23.5 RCU实现(3) - 读写规则
    • 23.6 RCU用例代码
    • 23.7 RCU总结
Powered by GitBook
On this page

Was this helpful?

  1. Lec04 Page tables (Frans)

4.4 页表缓存(Translation Lookaside Buffer)

Previous4.3 页表(Page Table)Next4.5 Kernel Page Table

Last updated 1 year ago

Was this helpful?

如果我们回想一下page table的结构,你可以发现,当处理器从内存加载或者存储数据时,基本上都要做3次内存查找,第一次在最高级的page directory,第二次在中间级的page directory,最后一次在最低级的page directory。所以对于一个虚拟内存地址的寻址,需要读三次内存,这里代价有点高。所以实际中,几乎所有的处理器都会对于最近使用过的虚拟地址的翻译结果有缓存。这个缓存被称为:Translation Lookside Buffer(通常翻译成页表缓存)。你会经常看到它的缩写TLB。基本上来说,这就是Page Table Entry的缓存,也就是PTE的缓存。

当处理器第一次查找一个虚拟地址时,硬件通过3级page table得到最终的PPN,TLB会保存虚拟地址到物理地址的映射关系。这样下一次当你访问同一个虚拟地址时,处理器可以查看TLB,TLB会直接返回物理地址,而不需要通过page table得到结果。

学生提问:前面说TLB会保存虚拟地址到物理地址的对应关系,如果在page级别做cache是不是更加高效?

Frans教授:有很多种方法都可以实现TLB,对于你们来说最重要的是知道TLB是存在的。TLB实现的具体细节不是我们要深入讨论的内容。这是处理器中的一些逻辑,对于操作系统来说是不可见的,操作系统也不需要知道TLB是如何工作的。你们需要知道TLB存在的唯一原因是,如果你切换了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。所以操作系统知道TLB是存在的,但只会时不时的告诉操作系统,现在的TLB不能用了,因为要切换page table了。在RISC-V中,清空TLB的指令是sfence_vma。

学生提问:3级的page table是由操作系统实现的还是由硬件自己实现的?

Frans教授:这是由硬件实现的,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。

学生提问:在这个机制中,TLB发生在哪一步,是在地址翻译之前还是之后?

Frans教授:整个CPU和MMU都在处理器芯片中,所以在一个RISC-V芯片中,有多个CPU核,MMU和TLB存在于每一个CPU核里面。RISC-V处理器有L1 cache,L2 Cache,有些cache是根据物理地址索引的,有些cache是根据虚拟地址索引的,由虚拟地址索引的cache位于MMU之前,由物理地址索引的cache位于MMU之后。

学生提问:之前提到,硬件会完成3级 page table的查找,那为什么我们要在XV6中有一个walk函数来完成同样的工作?

Frans教授:非常好的问题。这里有几个原因,首先XV6中的walk函数设置了最初的page table,它需要对3级page table进行编程所以它首先需要能模拟3级page table。另一个原因或许你们已经在syscall实验中遇到了,在XV6中,内核有它自己的page table,用户进程也有自己的page table,用户进程指向sys_info结构体的指针存在于用户空间的page table,但是内核需要将这个指针翻译成一个自己可以读写的物理地址。如果你查看copy_in,copy_out,你可以发现内核会通过用户进程的page table,将用户的虚拟地址翻译得到物理地址,这样内核可以读写相应的物理内存地址。这就是为什么在XV6中需要有walk函数的一些原因。

学生提问:为什么硬件不开发类似于walk函数的接口?这样我们就不用在XV6中用软件实现自己的接口,自己实现还容易有bug。为什么没有一个特殊权限指令,接收虚拟内存地址,并返回物理内存地址?

Frans教授:其实这就跟你向一个虚拟内存地址写数据,硬件会自动帮你完成工作一样(工作是指翻译成物理地址,并完成数据写入)。你们在page table实验中会完成相同的工作。我们接下来在看XV6的实现的时候会看到更多的内容。

因为操作系统对于这里的地址翻译有完全的控制,它可以实现各种各样的功能。比如,当一个PTE是无效的,硬件会返回一个page fault,对于这个page fault,操作系统可以更新 page table并再次尝试指令。所以,通过操纵page table,在运行时有各种各样可以做的事情。我们在之后有一节课专门会讲,当出现page fault的时候,操作系统可以做哪些有意思的事情。现在只需要记住,page table是一个无比强大的机制,它为操作系统提供了非常大的灵活性。这就是为什么page table如此流行的一个原因。

在我们介绍XV6之前,有关page table我还想说一点。用时髦的话说,page table提供了一层抽象()。我这里说的抽象就是指从虚拟地址到物理地址的映射。这里的映射关系完全由操作系统控制。

level of indirection