前言 前面我们讲到通过TLB缓存页表加快地址翻译,通过上一节缓存原理的讲解为本节做铺垫引入TLB和缓存的关系,同时我们来完整梳理下从CPU产生虚拟地址最终映射为物理地址获取数据的整个过程是怎样的,若有错误之处,还请批评指正. TLB和缓存串行访问(Serial TLB & Cache Access) 这里会跳过前面对虚拟页号.虚拟页偏移量.TLB索引和标记等的详细分析和计算,不清楚的童鞋请先查看前面文章再来看本文.假设我们有14位的虚拟地址.12位的物理地址,每页大小为64字节,如下: 同时假设

在许多高性能处理器中,还提出了一些新的概念,以加速外设到存储器的DMA写过程.如Freescale的I/O Stashing和Intel的IOAT技术. 如图3?8所示,当设备进行存储器写时,如果可以对Cache直接进行写操作时,即便这个存储器写命中了一个状态为M的Cache行,可以不将该Cache行的数据回写到存储器中,而是直接将数据写入Cache,之后该Cache行的状态依然为M.采用这种方法可以有效提高设备对存储器进行写操作的效率.采用直接向Cache行写的方法,PCI设备对存储器写命中一

如果PCI设备访问的地址在某个CPU的Cache行中命中时,可能会出现三种情况. 第一种情况是命中的Cache行其状态为E,即Cache行中的数据与存储器中的数据一致:而第二种情况是命中的Cache行其状态为S.其中E位为1表示该数据在SMP处理器系统中,有且仅有一个CPU的Cache中具有数据副本:而S位为1表示在SMP处理器系统中,该数据至少在两个以上CPU的Cache中具有数据副本. 当Cache行状态为E时,这种情况比较容易处理.因为PCI设备(通过HOST主桥)写入存储器的信息比Cac

转:http://hi.baidu.com/gilbertjuly/item/6690ba0dfdf57adfdde5b040 虚拟地址VA到物理地址PA以页page为单位.通常page的大小为4K.物理页面成为page frame. 查看应用程序进程的地址空间,可以看到分为很多段,比如代码段(只读).数据段(读写).堆.共享库(其中进一步分段).栈空间等.整个应用程序的地址空间不会用满4GB,因为还有一部分是内核空间,应用程序不能访问.再打开一个相同的应用程序查看其进程的地址空间,也是类似的,

页表 虚拟存储器系统需要某种方法来判定一个虚拟页是否在DRAM的某个地方. 这些功能由操作系统.存储器管理单元(MMU)中的地址翻译硬件和一个存放在物理存储器中的页表数据结构联合提供. 功能 将虚拟页映射到物理页.每次地址翻译硬件通过读取页表将一个虚拟地址转换为物理地址. 页表就是一个页表条目(PTE)的数组.虚拟地址空间中的每个页在页表的一个固定偏移量处都有一个PTE. 可以假设PTE由一个有效位和一个n位地址字段组成.有效位表明该虚拟页当前是否被缓存在DRAM中.如果设置了有效位,地址字段就

下面这个代码用两个双层循环遍历了一个二维数组里所有的元素,以我自己机器的测试 上面那个循环耗时基本为下面的一半,两个循环的时间复杂度相同,为什么会有这么大的差别? 首先要明白的是不管是几维数组,他们都是用一块地址连续的内存来存储所有的元素,而内存布局的顺序是一整行接着下一个整行排列,第一个循环是一行一行访问,所以从内存上看是顺序的遍历了这块内存,每次读取的位置都在上一次的附近,所以cache命中率高.第二个循环是一列一列访问,可以说访问的元素都不是连续的内存访问(相隔了一行的大小),从而降低了c

TLB:Translation Lookaside Buffer. 根据功能可以译为快表,直译可以翻译为旁路转换缓冲,也可以把它理解成页表缓冲.里面存放的是一些页表文件(虚拟地址到物理地址的转换表).当处理 器要在主内存寻址时,不是直接在内存的物理地址里查找的,而是通过一组虚拟地址转换到主内存的物理地址,TLB就是负责将虚拟内存地址翻译成实际的物理内 存地址,而CPU寻址时会优先在TLB中进行寻址.处理器的性能就和寻址的命中率有很大的关系. 映射机制必须使一个程序能断言某个地址在其自己的进程空间

下面内容摘自<步步惊芯--软核处理器内部设计分析>一书          页表一般都非常大,而且存放在内存中,所以处理器引入MMU后,读取指令.数据须要訪问两次内存:首先通过查询页表得到物理地址,然后訪问该物理地址读取指令.数据. 为了降低由于MMU导致的处理器性能下降.引入了TLB,TLB是Translation Lookaside Buffer的简称,可翻译为"地址转换后援缓冲器",也可简称为"快表".简单地说,TLB就是页表的Cache,当中存储了

TLB的作用及工作过程 以下内容摘自<步步惊芯——软核处理器内部设计分析>一书 页表一般都很大,并且存放在内存中,所以处理器引入MMU后,读取指令.数据需要访问两次内存:首先通过查询页表得到物理地址,然后访问该物理地址读取指令.数据.为了减少因为MMU导致的处理器性能下降,引入了TLB,TLB是Translation Lookaside Buffer的简称,可翻译为“地址转换后援缓冲器”,也可简称为“快表”.简单地说,TLB就是页表的Cache,其中存储了当前最可能被访问到的页表项,其内容是部

Linux 提出了 Multi-Processing 的概念,它的调度器可以将操作系统的线程均分到各个核(或硬件线程)上去执行,以此达到并行计算的目的,从而也可以极大地提高系统的性能. 实现计数器 1)自旋锁 spinlock不会导致线程的状态切换(用户态->内核态), 1, spinlock介绍 spinlock又称自旋锁,线程通过busy-wait-loop的方式来获取锁,任时刻只有一个线程能够获得锁,其他线程忙等待直到获得锁.spinlock在多处理器多线程环境的场景中有很广泛的使用,一般

内存是SoC(System on Chip,片上系统)集成设计的重要模块,是SoC中成本比重较大的部分.内存管理的软硬件设计是SoC软件架构设计的重要一环,架构设计师必须要在成本和效率中取得平衡,做到在节省内存的同时保证整个系统的性能.系统内存需求评估是对嵌入式软件架构师的最基本要求,同时也是其最重要的技能之一.一般在SoC项目立项的时候,架构师就要完成系统内存需求评估. 下面以一个多媒体电子解决方案中的SoC设计为原型,说明大致的评估流程: 1. 根据产品规格,对各个应用场景进行功能和性能分解

一.mmap原理 在虚拟内存空间那一节,我们知道,每一个进程都有一个列表vm_area_struct,指向虚拟地址空间的不同内存块,这个变量名字叫mmap struct mm_struct { struct vm_area_struct *mmap; /* list of VMAs */ ...... } struct vm_area_struct { /* * For areas with an address space and backing store, * linkage into t

TLB:页表一般都很大,并且存放在内存中,所以处理器引入MMU后,读取指令.数据需要访问两次内存:首先通过查询页表得到物理地址,然后访问该物理地址读取指令.数据.为了减少因为MMU导致的处理器性能下降,引入了TLB,TLB是Translation Lookaside Buffer的简称,可翻译为“地址转换后援缓冲器”,也可简称为“快表”.简单地说,TLB就是页表的Cache,其中存储了当前最可能被访问到的页表项,其内容是部分页表项的一个副本.只有在TLB无法完成地址翻译任务时,才会到内存中查询页

一.先理解内核空间与用户空间 Linux 按照特权等级,把进程的运行空间分为内核空间和用户空间,分别对应着下图中, CPU 特权等级分为4个,Linux 使用 Ring 0 和 Ring 3. 内核空间(Ring 0)具有最高权限,可以直接访问所有资源,: 用户空间(Ring 3)只能访问受限资源,不能直接访问内存等硬件设备,必须通过系统调用陷入到内核中,才能访问这些特权资源. 上面的Ring图可以简化成: 内核从本质上看是一种软件--控制计算机的硬件资源,并提供上层应用程序运行的环境.用户态即

百篇博客系列篇.本篇为: v14.xx 鸿蒙内核源码分析(内存汇编篇) | 谁是虚拟内存实现的基础 | 51.c.h .o 内存管理相关篇为: v11.xx 鸿蒙内核源码分析(内存分配篇) | 内存有哪些分配方式 | 51.c.h .o v12.xx 鸿蒙内核源码分析(内存管理篇) | 虚拟内存全景图是怎样的 | 51.c.h .o v14.xx 鸿蒙内核源码分析(内存汇编篇) | 谁是虚拟内存实现的基础 | 51.c.h .o v15.xx 鸿蒙内核源码分析(内存映射篇) | 虚拟内存虚在哪里

本篇关键词:CP15 .MCR.MRC.ASID.MMU 硬件架构相关篇为: v65.01 鸿蒙内核源码分析(芯片模式) | 回顾芯片行业各位大佬 v66.03 鸿蒙内核源码分析(ARM架构) | ARMv7 & Cortex(A|R|M) v67.01 鸿蒙内核源码分析(指令集) | CICS PK RICS v68.01 鸿蒙内核源码分析(协处理器) | CPU的好帮手 v69.05 鸿蒙内核源码分析(工作模式) | 角色不同 责任不同 v70.06 鸿蒙内核源码分析(寄存器) | 世界被它

问题现象: XXXsdgebus-dg GAP手工注册归档 #出现GAP idle>select * from v$archive_gap; THREAD# LOW_SEQUENCE# HIGH_SEQUENCE# ---------- ------------- -------------- 1        140513         140513 一.备库查询: #查询DG架构中存在的UNIQUE_NAME log_archive_config                DG_CON

处理缺失数据的高级方法 15.1 处理缺失值的步骤 一个完整的处理方法通常包含以下几个步骤: (1) 识别缺失数据: (2) 检查导致数据缺失的原因: (3) 删除包含缺失值的实例或用合理的数值代替(插补)缺失值. 缺失数据的分类: (1) 完全随机缺失:若某变量的缺失数据与其他任何观测或未观测变量都不相关,则数据为完全随机缺失(MCAR) (2) 随机缺失:若某变量上的缺失数据与其他观测变量相关,与它自己的未观测值不相关,则数据为随机缺失(MAR) (3) 非随机缺失 若缺失数据不属于MCAR

转自网站:http://blog.sina.com.cn/s/blog_633f462901018reb.html 0.       综述 总的来说TLB miss处理分为硬件处理和软件处理两种,硬件处理代表架构为X86,X86-64,IBM VM370:软件处理代表为: MIPS, SPARC, Alpha:同时兼容软硬件处理的架构:PowerPC.以下便简要介绍各个架构的TLB MISS处理过程及其特性. 1.       ARM架构 ARM架构的TLB虽然程序员可见,但是并不能像MIPS架

前言 本节内容计划是讲解TLB与高速缓存的关系,但是在涉及高速缓的前提是我们必须要了解操作系统缓存原理,所以提前先详细了解下缓存原理,我们依然是采取循序渐进的方式来解答缓存原理,若有叙述不当之处,还请批评指正. 缓存原理 高速缓存被划分为多个块,其大小可能不同,缓存中的块数通常为2的幂.如下为一个具有八个块的高速缓存,每个块包含一个字节. 通过本节对缓存原理的学习我们能够学习到四点: [1]当我们将数据块从主存储器复制到缓存,我们到底应该放在哪里? [2]如何判断一个字是否已经在缓存中,或者它是