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上一篇文章學習了（點選連結檢視上一篇文章上一篇文章）：
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虛擬記憶體的概念與交換區的概念
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MMU的作用
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虛擬記憶體機制的意義
- 虛擬記憶體作為記憶體管理工具
- 虛擬記憶體作為記憶體保護工具
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頁表的概念
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頁命中與缺頁
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程式的區域性性在虛擬記憶體中的作用
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MMU的地址翻譯過程
0、回顧
回顧上一篇文章，這裡再補充一下：
- 當頁命中時，CPU硬體執行的步驟
註釋：VA：虛擬地址 PTEA：頁表條目地址 PTE：頁表條目 PA實體記憶體地址
如上圖，CPU的執行步驟如下：
- 處理器生成一個虛擬地址，並把它傳送給MMU
- MMU生成PTE地址，並從快取記憶體/實體記憶體請求得到它
- 快取記憶體/實體記憶體向MMU返回PTE
- MMU根據得到的PTE索引頁表，從而構造實體地址，並把實體地址傳送給快取記憶體/實體記憶體
- 快取記憶體/實體記憶體返回請求的資料或者指令給CPU
- 當缺頁時，CPU的硬體執行過程
註釋：VA：虛擬地址 PTEA：頁表條目地址 PTE：頁表條目
如上圖，CPU的執行步驟如下：
- 處理器生成一個虛擬地址，並把它傳送給MMU
- MMU生成PTE地址，並從快取記憶體/實體記憶體請求得到它
- 快取記憶體/實體記憶體向MMU返回PTE
- PTE中的有效位是0，所以MMU觸發了一次異常，傳遞CPU中的控制到作業系統核心中的缺頁異常處理程式
- 缺頁異常處理程式確定出實體記憶體中的犧牲頁，如果這個頁面被修改了，就將它換出道磁碟
- 缺頁異常處理程式將需要的頁面調入到快取記憶體/實體記憶體，並更新記憶體中的PTE
- 缺頁異常處理程式返回到原來的程式，再次執行導致缺頁的指令。CPU將引起缺頁的地址再次傳送給MMU。因為虛擬頁面現在快取在實體記憶體中了，所以此次就會命中，實體記憶體就會將所請求的資料或者指令返回給CPU
可以看到，頁命中與缺頁的前三步，都是一樣的。我們還可以總結出一個重要的結論： 頁命中完全是由硬體來處理的，而缺頁，卻是由硬體和作業系統核心共同完成的。
1、快取記憶體（Cache）的引入
看看上面分析頁命中與缺頁的過程中，出現了快取記憶體，如果只有實體記憶體很好理解，現在出現快取記憶體是啥意思？
學習過上一篇文章，我們應該可以理解頁命中，缺頁這些簡單的概念以及虛擬地址的定址過程（如果不明白，建議先學習上一篇文章）。
我們知道，CPU定址時，從記憶體中獲取指令與資料的時間還是相當大的（CPU的速度遠遠大於記憶體的速度）。所以快取記憶體（Cache）就出現了。
- Cache是一種小容量高速儲存器
- Cache的存取速度與CPU的運算速度幾乎同量級
- Cache在現代計算機系統中直接內建於處理器晶片中
- 在處理器和記憶體之間設定cache（精確來講是將Cache放在MMU與實體記憶體之間）
- 把記憶體中被頻繁訪問的資料和指令複製到cache中
- 頁表也在記憶體中，將被頻繁訪問的PTE，複製到Cache中
- 大多數情況下，CPU可以直接從cache中取指令與資料
如下圖，我們先來看一個快取記憶體與虛擬記憶體結合的例子，看看此時CPU的訪問過程：
這個圖，其實很好理解！！！當MMU要查詢PTEA以及PA時，都先去快取記憶體中先查一下，看看有沒有，如果快取記憶體中有PTEA與PA，直接從快取記憶體中獲取數相應的PTE與資料。
如果快取記憶體中沒有相應的PTEA或者PA時，就去實體記憶體中獲取，然後從實體記憶體中獲取之後，將獲取到的PTE或者資料再快取到快取記憶體中，然後快取記憶體將獲取到的資料返回給CPU執行。
注意：因為Cache是放在MMU與實體記憶體之間的，所以快取記憶體無需處理保護問題，因為訪問許可權的檢查是MMU地址翻譯過程的一部分。
2、利用TLB加速地址翻譯
學到了這裡，我們應該很清楚地址翻譯的過程了。如果不清楚，就需要看上一篇文章或者深入理解計算機系統第九章。
在地址翻譯的過程中，CPU每產生一個虛擬地址（VP），MMU都要去別的地方查詢一個PTE。這個別的地方指：快取記憶體或者實體記憶體。
在最壞的情況下（缺頁），需要訪問兩次實體記憶體。這種開銷是極其昂貴的。
在最好的情況下，MMU也需要去快取記憶體中獲取PTE對應的值。雖然快取記憶體已經很快了，但是相對於CPU內部來說，還是有點慢。
那麼能不能MMU不去別的地方獲取PTE？能不能在MMU內部也搞一個類似於快取記憶體的東西，來儲存一部分經常被訪問的PTE？答案是可以的！！！
在MMU中，有一個小的快取，稱為翻譯後備緩衝器（TLB）
如下圖示來看看帶有TLB的 MMU，且TLB命中時，是如何執行的
- CPU產生一個虛擬地址
- 第二部和第三部是MMU從TLB中取出相應的PTE
- MMU將這個虛擬地址翻譯成一個實體地址，並將它傳送到快取記憶體/實體記憶體。
- 快取記憶體/實體記憶體將所請求的資料字返回給CPU
我們可以看到，TLB是虛擬定址的快取。
下面再來看看TLB不命中時，是如何執行的
當TLB不命中時，關鍵點在於，MMU必須從L1快取記憶體中獲取到相應的PTE，新取出的PTE再放到TLB中，此時可能會覆蓋一個已經存在的條目。那麼當TLB中有了相應的PTE,MMU再去TLB中查詢......
3、Cache與實體記憶體是如何對映的
這裡我們只學習一下直接對映法：
3.1、直接對映法：
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將cache和實體記憶體分成固定大小的塊（如512byte/塊）
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實體記憶體中的每一塊在cache中都有固定的對映位置
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對應的對映公式為：
- Pos（cache） = 記憶體塊號 % cache總塊數
如圖：
注意：任意一個實體記憶體塊都可以對映到唯一固定的cache塊（實體記憶體不同的塊，可以對映到同一個cache塊）。
3.2、直接對映原理
比如我們想要訪問某一個實體地址，我們如何知道這個地址是否在cache中？或者如何知道它在cache中的位置？
首先，現在只有一個實體地址，需要根據這個實體地址進行判斷。
看下面，對實體地址有一個劃分：
我們利用以下規則來判斷;
-
根據實體地址的中間的c位，找到cache中對應的塊
-
比較實體地址的高t位，讓它與cache中的flag比較，看是否相同
- 如果相同：說明資料在快取記憶體中有快取，那麼此時根據實體記憶體的b位找到cache對應的塊中的偏移
- 如果不同：說明資料在快取中沒有快取，此時就將實體記憶體中對應的資料複製到cache中
比如下面這個例子：
3.3、直接對映法的特點
我們已經知道，直接對映法，很有可能不同的實體記憶體塊對映到相同的cache塊。所以直接對映法這樣會導致快取失效。但是直接對映法過程簡單，所需耗時短！！
4、總結
下面籠統的用流程圖概括一下處理器的資料訪問過程：
本篇文章學會了以下內容;
- 快取記憶體的作用
- TLB的作用
- 實體記憶體與cache之間的對映原理