# Day 13 Cache and TLB Flushing Under Linux (Q&A - I)

今天我们从 TLB 出发，来看看可以复习多少计算机组织架构的知识！

从 TLB 是什麽出发

TLB(Translation Lookaside Buffer) 是一个用来储存分页表(page table) 的快取(cache)，用途是如同大多数快取，想要增加存取的效率，而这边增加的是虚拟记忆体(vitual memory) 转换成实体记忆体(physical memory)的效率。
- 分页表是用来储存虚拟记忆体和实体记忆体之间的转换(映射)关系
- 虚拟记忆体是将机器可定址的空间映射到实体记忆体上，例如：32 位元的机器 (可定址空间为 2^32 byte --> 4GB)，所以不管实体记忆体多大，在这个机器上运作的程序都会认为自己有 4GB 的记忆体可以使用，而实际上储存的东西还是在实体记忆体上，那麽要怎麽从虚拟记忆体知道相对应的实体记忆体位置呢？靠的就是分页表！
  - 使用虚拟记忆体的好处
    - 程序的链结(linking)、载入(loading) 更加容易实作
    - 可以很容易的做到程序间的隔离(安全性)
    - 可以轻松的做到共享程序码(减少记忆体浪费) ...等等
- 但是分页表是存在 memory 中的，每次 memory access 都要到 memory 中查表做转换之後，再到转换後的位置做存取实在是太耗时了，所以 TLB 就诞生了！

记忆体转换的过程

那麽今天我们拿到一个虚拟记忆体位址(VA，Virtual Address)，这个虚拟记忆体位址会经过怎麽样的旅程呢？
- 首先，CPU 执行一道指令，指令里面包含 VA，那麽这个 VA 就会被传到 TLB 上做查找，查找该 VA 对应的 PA (Physical Address)
- 若有找到 (TLB hit)，那麽就找到该 VA 对应到的 PA 了
- 但若是没找到 (TLB miss)，那麽依据实作的不同，会有不同的对应操作
  - 若是硬体来做处理的话，会由硬体来遍历分页表(page table walk)，看是否有有效的(valid)的分页含有对应的 PA
  - 若是软件来做处理的话，会由作业系统来遍历分页表，看是否有有效的分页含有对应的 PA
    - 若没有有效的分页，那麽就会产生分页错误 (page fault)，由 OS 接管，来做相对应的处理 (page fault handler)
    - 若有的话，会将该分页载入 TLB 中，并重新做一次 TLB 查找，此次就会找到相对应的 PA

比对 TLB entry 的过程

要如何确定我们在 TLB entry 中有找到我们要的对应的 PA 呢？

TLB 是一种快取，如同快取，TLB 也有分不同阶层的 TLB，有 iTLB、dTLB、L1 TLB ... 等，而也如同快取的比对方式，TLB entry 会含有 VA 作为索引的部分以及实体记忆体的对应。
但虚拟定址空间也分为很多个，不同的 process、host OS、guest OS、trust zone (ARM) 等等都是使用不同的虚拟定址空间，这些不同的定址空间是会有相同的 VA 索引但对应到不同的 PA ；
- ARM 提出了 non-Global bit 和 ASID (Address Space IDentifier) 来做为判断依据
- RISC-V 也有 ASID，在 satp 中，看起来也是有机会/想达到类似的效果。(但还没有好好地看过这部分的 spec)

TLB 的位置

TLB 是一个硬体 buffer，TLB 可能位於 CPU 和 CPU cache 之间、CPU cache 和 memory 之间，又或是位於不同 level 的 cache 之间，而不同的实作会影响到 cache 的定址方式是 VIVT、VIPT 还是 PIPT，至於这些 cache 的定址方式，我们就留到明天再来记录吧！