前面说过 MMU 中只存放页表基地址，而页表是存放在 SDRAM 中的。 每次执行指令或读写数据前，都需要先将虚拟地址转换为物理地址，这就需要先读取页表的内容，这无疑是很慢的。
所以需要在 MMU 中增加一个 cache，也就是快表（translation-lookaside buffer, TLB）， 当要进行地址转换时，如果 TLB 中有缓存的转换关系，那么就可以不用访问页表从而大大提高了转换速度。
TLB 的基础算法
VPN = (VirtualAddress & VPN_MASK) >> SHIFT
(Success, TlbEntry) = TLB_Lookup(VPN)
if (Success == True) // TLB Hit
if (CanAccess(TlbEntry.ProtectBits) == True)
Offset = VirtualAddress & OFFSET_MASK
PhysAddr = (TlbEntry.PFN << SHIFT) | Offset
Register = AccessMemory(PhysAddr)
else
RaiseException(PROTECTION_FAULT)
else // TLB Miss
PTEAddr = PTBR + (VPN * sizeof(PTE))
PTE = AccessMemory(PTEAddr)
if (PTE.Valid == False)
RaiseException(SEGMENTATION_FAULT)
else if (CanAccess(PTE.ProtectBits) == False)
RaiseException(PROTECTION_FAULT)
else
TLB_Insert(VPN, PTE.PFN, PTE.ProtectBits)
RetryInstruction()
- 首先根据虚拟地址得出页表偏移，根据此页表偏移查看 TLB 中是否有对应的页表。
- 如果有对应页表项并且具有访问权限，那么就可以根据 TLB 中此页表的内容的物理块偏移和虚拟地址的 offset 得出最终的物理地址，从而访问内存。
- 这种情况下将原来需要访问两次物理内存的操作就减少到了一次（当有 CPU cache 并命中时，连这一次物理内存访问都可以省掉）
- 如果 TLB 中没有对应的页表项，那么需要根据页表偏移和页表基地址从物理内存中取出页表项，并且如果此页表项有访问权限，那么将此页表项的内容写回 TLB。再次解析就会 TLB 命中并访问到对应内存了。
- 这种情况就会有两次物理内存访问，效率低很多。
当频繁出现 TLB miss 时，系统运行效率就会大大降低，所以：
- 要减小进程的切换频率，一旦进程切换其页表都会 miss 掉
- 代码尽量操作连续内存，如果内存地址跳跃过大，也很可能会导致 miss。
示例
现在假设虚拟地址空间是 256 字节，并且页大小是 16 字节，那就会有 16 个页。
那如果现在有个数组，数组的起始虚拟地址是 100（10进制），数据含有 10 个元素，每个元素大小是 4，那么这个数组在对应页表的位置如下：
下面假设访问这个数组的代码如下：
1 | int sum = 0; |
假设最开始 TLB 中并没有缓存 VPN06 这个页表项，那么最开始访问 a[0] 时，会导致 TLB miss，从而 MMU 会从物理内存更新该页表项到 TLB 中。
下次访问 a[1] 时，由于此地址也是在 VPN06 中，所以一定是 TLB hit。访问 a[2] 时同理也会是 TLB hit。
同样的，在首次访问 a[3],a[7] 时也会造成 TLB miss，而在同一页的其他元素访问也是 TLB hit。
谁在处理 TLB miss
当 TLB miss 出现时，有以下两种方式处理：
- 由硬件来完成：当 TLB 中没有对应的页表项时，由硬件(hardware-managed TLBs)根据页表的基地址，从物理内存中取出该页表项存入 TLB
- 由软件完成：当 TLB 中没有对应页表项时，硬件产生异常，系统进入内核态的异常处理代码，这段代码完成更新 TLB 的功能
- 这种情况与中断返回有些不一样，中断返回的是中断前的下一条指令继续执行，而 TLB miss 异常处理代码返回点则是造成 TLB miss 的指令处，这样再执行一次该指令便是 TLB hit 了。
- 软件处理的方式下，操作系统可以以统一的数据结构来屏蔽硬件的差异
1 | VPN = (VirtualAddress & VPN_MASK) >> SHIFT |
TLB 的内容
由于 TLB 保持了虚拟内存块到物理内存块的映射关系，所以其内容如同下面这般：
VPN | PFN | other bits
other bits 具有如下类似的内容：
- valid bit : 说明这段缓存是否有效
- protection bits : 该段内存的权限
- dirty bit ： 说明内存是否被修改过
TLB 与上下文切换
我们知道，每个进程都有其独立的页表，每次切换进程时都要切换对应进程的页表。
那么毫无疑问：当进程切换时，TLB 中的内容对于该进程也是无意义的，所以需要处理。
目前处理有以下两种方式：
- 简单粗暴的方式使无效整个 TLB：这会造成进程切换效率低下
- 当硬件具有 hardware-managed TLB 时，当页表基地址寄存器被修改后，硬件自动使无效整个 TLB
- 当硬件不具有 hardware-managed TLB 时，由操作系统主动将 TLB 的 valid 位置0
- 硬件具有 address space identifier(ASID) 时，可以保存当前 TLB 项对应的进程。
- 这样切换效率就比较高了
TLB 的置换策略
当 TLB 中存放的都是有效数据并且此时又需要置换一个新的 TLB 时，有以下两种常用的置换策略：
- 最近最少使用算法（least-recently-used,LRU）：每次都置换最近最少使用的那个 TLB
- 这种算法利用了局部性原理，但当 TLB 数量为 N 而代码循环需要访问 N + 1 个 TLB 时，会导致 TLB 一直 miss
- 随机算法：随机置换出一个 TLB
- 这种算法虽然看上去效率没有 LRU 高，但是它可以避免上面的 N 个 TLB 对应 N + 1 个循环置换的问题。
真实的 TLB 项
上图是 MIPS 的 TLB 项内容，总共有 64 位。
MIPS 支持 4KB 页表（这也是大部分情况下的设置），那么为了支持 32 位虚拟地址寻址空间，就需要 VPN 有 20 位。
由于 MIPS 将用户空间和内核空间分别设为 2GB，所以 VPN 仅需要 19 位就够了。 并且 VPN 可以映射的物理地址 PFN 有 24 位，那也就是说 MIPS 最多支持 64GB 的物理地址空间。
- 但 VPN 只能在特定情况下寻址 2GB，那其余未映射的如何处理？
除此之外，还有下面这些位：
- G（Global）：说明该页是否是所有进程所共享的
- 这种情况下 ASID 位便无效了
- ASID（address space identifier）：指明该页表映射用于哪个进程
- 但只有 8 位，那么进程操作 256 个后，就无法全部保存了
- C（Coherence）：cache 与硬件的一致性
- D（Dirty）：页是否被修改过
- V（Valid）：该页项是否有效
TLB 实验
当访问内存并且 TLB hit 时，此时的操作效率是很高的。 但当出现 TLB miss 时，由于硬件或软件需要更新 TLB，所以需要从物理内存读取页表项，那么操作效率就低了不少。
如果写一段测试代码，每次以页为跨度单位进行访问：
- 当访问页的数目小于或等于 TLB 大小时，此时操作效率很高
- 一旦数目超过此 TLB 大小，便会出现 TLB miss
- 如果一个大循环不断的超出 TLB 范围，便会一直出现 TLB miss
基于以上逻辑，可以通过测量循环代码的执行时间，推测出大致当前处理器 TLB 的大小，以及其是否有多级 TLB cache。
简易的测试代码如下：
1 | #define _GNU_SOURCE |