virtual cache基本概念

Virtual cache的引入

TLB只是加速了从虚拟地址到物理地址的转换,可以很快地得到所需要的数据(或指令)在物理内存中的位置,也就是得到了物理地址
但是,如果直接从物理内存中取数据(或置指令),显然也是很慢的,因此可以使用在以前章节提到的Cache来缓存物理地址到数据的转换过程。
实际上,从虚拟地址转化为物理地址之后,后续的过程就和前文讲述的内容是一样的了。
因为这种Cache使用物理地址进行寻址,因此称为物理Cache(Physical Cache),使用 TLB 和物理 Cache 一起进行工作的过程如图 3. 26 所示。

存在的问题

现在需要先访问TLB, 再访问physical cache, 必然会增加流水线的延迟；

解决方式：用虚拟地址来寻址cache;

此时这个cache称之为virtual cache;

既然使用虚拟Cache，可以直接从虚拟地址得到对应的数据,那么是不是就可以不使用TLB了呢?

当然不是这样,因为一旦虚拟Cache发生了缺失，仍旧需要将对应的虚拟地址转换为物理地址，
然后再去物理内存中获得对应的数据, 因此还需要TLB来加速从虚拟地址到物理地址的转换过程。

virtual cache带来的问题：

Aliasing 问题

不同的虚拟地址，对应相同的物理地址；

这样就会引入一个问题，虚拟地址不同，在virtual cache中会占用不同的way,但是实际上这些虚拟地址都对应的是同一个物理地址，最终导致：

● 浪费了宝贵的cache空间，造成cache等效容量的减少，降低了整体的性能；

● 当执行store时，会将数据写入虚拟地址（tag）对应的way中，但是，实际上当前cache中，有很多tag都对应的是同一个物理地址，那么其他va来读时，读不到最新的数据；

是不是所有的virtual cache都有alising问题？

这取决于page的大小和cache的大小；

假设page的大小为4KB, 则VA/PA的低12bits是完全相同的；
cache的大小，<=4KB, direct-mapped cache；
此时索引cache的地址范围，只能在低12bit范围内；
此时即使VA不同，但是他们最终索引到的way是一样的，所以，不会出现不同VA，占用多个cache entry的情况；
只有cache size > 4KB时，才会出现aliasing问题；

怎么解决aliasing问题

考虑8KB, 直接相连结构的cache的alising 问题;

当两个虚拟地址映射到同一个物理地址时，两个虚拟地址的第 12 位可能是 0、也可能是 1。

也就是说,此时在虚拟Cache中会有两个不同的地方存储着同一个物理地址的值;

解决方式一：

当一个虚拟地址写Cache时,将Cache中可能出现同义问题的两个位置都进行更新,这就相当于将它们作为一个位置来看待；

要实现这样的功能,就需要使用物理地址作为Cache的Tag部分（VIPT）,并且能够同时将虚拟Cache中两个可能重名的位置都读取出来,这就要在Cache中使用bank的结构,
例如图3.29所示的大小为8KB、直接相连结构的Cache就需要两个bank,使用虚拟地址VA[11:0]进行寻址。
在写Cache时,两个bank中对应的位置都需要更新,这样在读取Cache时,也就会从两个bank中得到同一个值了；
但是这样的方法相当于将Cache的容量减少了一半，显然无法在实际当中使用。

解决方式二：分bank处理

同样考虑8KB, 直接相连的cache; 内部分为两个4KB的bank;

读取时：
- 两个bank的对应位置，数据和tag都读出来；
- VA经过TLB转换后，得到PA, 将PA和tag进行比较，和谁比得上，读谁的数据；
- （由于物理地址需要经过TLB才可以得到,所以当Cache中两个bank输出的值送到多路选择器的时候,物理地址可能还没有从TLB中得到，这样在一定程度上增加了处理器的周期时间）
写入时：其实可以同理，都比较一下，判断是否hit;

这种方式需要增加额外的逻辑，比如bank的增加，选择电路的增加；

Homonyms问题

即相同的VA, 对应不同的PA;

这是因为，不同的进程，会存在很多相同的虚拟地址，这些虚拟地址实际上对应的物理地址是不同的，当进程之间进行切换时，如果还是映射到上一个进程的物理地址，肯定是会有问题；

解决方式：

1. 在进程切换的时候，直接invalid所有的TLB entry;

当进程切换很频繁时,就需要经常将TLB和虚拟Cache的内容清空,这样可能浪费了大量有用的值,降低了处理器的执行效率。

2. 给每一个进程，都赋一个ID, 称之为PID/ASID

使用ASID相当于扩展了虚拟存储器的空间,此时仍然是每个进程可以看到整个的4GB的虚拟存储器空间,而且每个进程的4GB都互相不交叠。

例如，当使用8位的ASID时，那么虚拟存储器就有28=256 个4GB的空间，就相当于此时虚拟存储器的空间为256×4GB=1024GB，也就是说，使用ASID就等于扩大了虚拟存储器的空间。

考虑这样一个问题：如果不同的进程之间，想要共享一些page的时候，如何实现？

再增加一个标志位，Global(G);
当一个页不只是属于某一个进程，而是被所有的进程共享时，就可以将这个Global位置为1，这样在查找页表的时候，如果发现G位是 1，那么就不需要再理会ASID的值，这样就实现了一个page被所有的进程共享的功能；

增加ASID后带来的问题

增加ASID后，会导致地址的范围增大，从而导致页表的索引bit增多，这会导致页表过大，过大的页表会导致其内部出现碎片，降低页表的利用效率；

为了解决这个问题，可以采用三级页表的方式，增加一个额外的页表，使用ASID进行索引；使用这样的方式，要从虚拟地址中得到需要的数据，相比于两级页表，需要多一次物理内存的访问，这会造成TLB缺失的处理时间变长，是使用ASID带来的一个负面影响，尤其是 TLB 缺失发生的频率很高时，这种负面影响更为严重。