怎么查看物理地址(教你获取电脑物理地址)

现代的操作系统将可执行文件加载后,创建了进程,进程中每一条指令和数据都被分配了一个虚拟地址,CPU获取到这个虚拟地址后,需要翻译成内存的物理地址后,才能访问指令和数据,本片文章阐述的重点就是虚拟地址翻译物理地址的流程和实践,因此分成2部分阐述

1.虚拟地址翻译物理地址的流程?

2.举一个例子实践下?

虚拟地址翻译物理地址的流程?

当CPU第一次访问虚拟地址时,虚拟地址所在的虚拟页不在内存中,虚拟页表项(PTE)也不在TLB中,因此需要执行的步骤比较多,如下图

第一次访问虚拟地址

1.处理器将虚拟地址(VA)送往MMU(内存管理单元)

虚拟地址格式

如上图所示,虚拟地址长度为n,虚拟页偏移量长度为p。

2.MMU获取虚拟地址中的虚拟页号(VPN),然后将虚拟页号发送给TLB(翻译后备缓冲器),TLB根据虚拟页号从TLB映射表中查询PTE(页表项即Page Table Entry)。

PTE(页表项)

3.TLB(翻译后备缓冲器)将查询结果返回给MMU(内存管理单元)

4.MMU(内存管理单元)分析查询结果是否有PTE(页表项),发现PTE为空,没有命中,因此MMU根据页表基址寄存器(PTBR)中的页表起始地址加上虚拟页号(VPN),得出虚拟页页表项的物理地址PTEA(即Page Table Entry Address),然后将这个物理地址送往高速缓冲(L1)

5.高速缓冲(L1)根据PTEA查询内部的缓冲映射表,发现没有找到PTEA映射的内容即PTE(页表项),然后向内存请求PTEA下的内容。

6.内存将PTEA下的内容PTE,发送给高速缓冲(L1),高速缓冲(L1)建立了PTEA和PTE的映射关系。

7.高速缓冲(L1)再次根据PTEA查询内部的缓冲映射表,这次找到了,然后将PTE发送给TLB

8~9.TLB收到了PTE后,建立了虚拟页号(VPN)和PTE的映射(8),然后将PTE发送给MMU

10.MMU收到了PTE后,检查PTE的有效位,看看虚拟页是否在内存中。

11.MMU检查PTE后,发现虚拟页不在内存中,因此发送缺页中断给CPU,CPU开始执行缺页中断处理程序。

12.缺页中断处理程序根据页面置换算法,选择出一个已经缓冲的虚拟页作为牺牲页(如果这个虚拟页发生了变化,则更新到磁盘中),将这个牺牲页的PTE的有效位设置为0,表明这个牺牲页不在内存了。

13.缺页中断处理程序将缺少的页,从磁盘换入到空闲的物理内存中,设置缺少的虚拟页的PTE的有效位为1,更新物理号。

14.缺页中断处理程序执行完毕,跳转到发生缺页的指令处,然后CPU重新执行该指令,重新发出虚拟地址到MMU,跳到了1,开启下一个循环。

当CPU第二次访问同一个虚拟地址时,虚拟地址所在的虚拟页已经内存中,虚拟页表项(PTE)也在TLB中了,因此需要执行的步骤少了很多,如下图

第二次访问虚拟地址

1.处理器将虚拟地址(VA)送往MMU(内存管理单元)

2.MMU获取虚拟地址中的虚拟页号(VPN),然后将虚拟页号发送给TLB(翻译后备缓冲器),TLB根据虚拟页号从TLB映射表中查询PTE(页表项即Page Table Entry)。

3.TLB(翻译后备缓冲器)将查询结果返回给MMU(内存管理单元)

4.MMU(内存管理单元)分析查询结果是否有PTE(页表项),发现PTE有值,命中了,然后检查PTE的有效位,发现有效位是1,因此不缺页,根据PTE中的物理号加上虚拟地址中的(VPO)计算出指令或者数据的物理地址PA,将PA发送到高速缓冲(L1)

5.高速缓冲(L1)根据PA查询内部的缓冲映射表,发现没有找到PA映射的内容即指令或者数据,然后向内存请求PA下的内容。

6.内存将PA下的内容,发送给高速缓冲(L1),高速缓冲(L1)建立了PA和内容的映射关系。

7.高速缓冲(L1)再次根据PA查询内部的缓冲映射表,这次找到了,然后将代码或者指令发送到数据总线,CPU收到数据总线的数据后,感叹道,终于拿到数据了。

当CPU第三次访问同一个虚拟地址时,与第二次不同的是,因为虚拟地址对应的物理地址的数据,已经映射到高速缓冲(L1),所以不再从内存中查询。

好了,虚拟地址翻译物理地址的整个过程阐述完毕,下面来举个具体的例子来实践下!

举一个例子实践

上一节是虚拟地址翻译物理地址的过程,现在实践下,实践前先普及两个概念TLB和高速缓冲。

TLB

TLB全称叫做翻译后备缓冲器,这是一个映射表,它建立了虚拟页号(VPN)和页表项(PTE)的映射关系,每次访问虚拟地址时,都需要找这个虚拟地址对应的页表项,每次都去内存中查需要耗费几十个甚至上百个的时钟周期,虽然页表项缓冲在高速缓冲后,耗费的周期可以降到1-2个周期,但是缓冲在TLB后,几乎不用耗费时钟周期,它跟CPU几乎是同步的,类似于寄存器。

那么,虚拟地址怎么通过TLB映射页表项(PTE)呢,先来看看TLB,我们说TLB就是一个映射表,先来看看这个映射表长什么样,如下图

如上图所示,一个TLB由m个TLB组构成,每个TLB组下有个n个条目,每个条目里有PTE和标记位构成。

标记位是一个数字,每个TLB组的标记位不能重复,所以一个TLB组里,可以根据这个标记位定位到某个条目。

每个组都有一个唯一的编号叫做组号。

因此这么看,TLB就是一个二维数组,知道了组号和标记位就可以定位到唯一的PTE(页表项)。

虚拟地址中的虚拟页号(VPN)可以拆分成两部分即组号和标记位,假设一个n位长度的虚拟地址,如下图

虚拟地址中的TLB部分

由上图得知,VPN由标记位(TLBT)和组号又叫标记索引(TLBI)构成,组号占t位,标记位占了虚拟页号剩余的位。

假如一个TLB有4组,总共有64个条目,每组就有16个条目,那么VPN中的组号就占用2位(2的2次方=4),标记位就占用4位(2的4次方=16)。

高速缓冲

高速缓冲通常采用SRAM(静态随机访问存储器)进行存储,它比内存DRAM(动态随机访问存储器)快上几十甚至上百倍,因此为了加速CPU获取数据的速度,最近访问的数据存储在高速缓冲中。

高速缓冲内部有一张映射表,这张映射表建立内存物理地址PA和该内存物理地址下内容的映射关系,如下图所示

高速缓冲映射表

如上图所示,映射表分为m个组,每个组由标记位,有效位,和n个块组成,有效位为1表示该缓冲没过期,为0表示该缓冲过期了。

一个物理地址由组号+标记位+块号构成,如下图所示

物理地址的构成

由上图得知,物理地址为m位,块号占用p位,组号占用t为,剩下的位就是标记位占用的位数。

我们可以根据物理地址的组号定位到映射表的一个组,然后看看这个组下的有效位是不是为1,如果不为1,那么表示这一组的内容都无效了,没有必要比较下去了,因此缓冲没有命中,如果为1呢,那么比较这个组下的标记位和物理地址中标记位,如果不相等,那就是没有命中,如果相等呢,则继续根据物理地址中的块号去这个组相应的块号下找,如果找到数据,则表示命中了,否则缓冲没有命中。

假设一个高速缓冲有16个组,每个组有4个块,那么物理地址当中组号占用的空间就是4位(2的4次方等于16),块号占用的位数就是2位(2的2次方等于4),剩余的位数就是标记位占用的位数。

好了,概念普及完了,下面正式开始举例

先假设

1.内存是按字节寻址,每个字是一个字节(通常对于32位的系统一个字是4个字节)。

2.虚拟地址长度为14位,假设页表有256个页表项,因此虚拟页号(VPN)占用位数为8,虚拟一偏移量(VPO)占用6位。

3.物理地址长度为12位。

4.页面大小为64个字节(P=64)

5.TLB有4个组,每个组4个条目,总共16个条目组成

6.高速缓冲(L1)有16个组,每个组有4个块。

7.采用一级页表(多级页表复杂些,但原理类似)。

先看看虚拟地址和物理地址的格式,如下图:

虚拟地址

由上图得知,组号(TLBI)占用2位,因为我们假设TLB有4个组,标记位占用6位。

物理地址

由上图得知,组号(CI)占用4位,因为我们假设高速缓冲有16个组,每个组下有4个块,因此块号(CO)占用2位,剩下的6位就是标记位(CT)。

我们假定TLB,高速缓冲映射表如下图:

TLB映射表

高速缓冲映射表

页表总共有256项,我们把前16项列出,如下图

页表前16项

好了,一切就绪,假设CPU访问的虚拟地址是0x03d4,它的二进制是16位即00000011 11010100,而虚拟地址只有14位,所以高2位被抛弃,如下图

0x03d4虚拟地址分布图

由上图得知,组号(TLBI)为11即0x03,标记位(TLBT)为000011即0x03,从TLB映射表查找,发现命中了,如下图

TLB命中

由上图命中了红色部分的标记位,PTE中的PPN=0x0D,有效位为1,我们根据PPN然后在加上虚拟页偏移量,如下图

虚拟地址

由上图,我们得知虚拟页偏移量(VPO)为010100=0x14,虚拟页偏移量(VPO)=物理页偏移量(PPO),即PPO=0x14,PPN和PPO连接起来就是物理地址PA即001101010100=0x354,如下图

物理地址

由上图得知,组号是0101即0x05,块号(CO)为00即0x00,标记位为001101即0x0D,通过组号+标记位+块号,可以定位到高速缓冲的数据0x36,如下图所示

物理地址命中数据

物理地址对应的数据找到了,返回给了CPU,当然也可能发生其他的情况,如TLB未命中,高速缓冲未命中,缺页等,这些读者可以自行实践。

好了,虚拟地址翻译物理的过程和实践,介绍完了,谈下一个话题。

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