为什么进程切换比线程切换代价大，效率低？【TLB：页表缓存/快表】

news2024/12/24 21:30:38

参考：

计组复习：cache，虚拟内存，页表与TLB
小林coding - 为什么要有虚拟内存？

一、为什么进程切换比线程切换代价大，效率更低？

首先，先给出标题的答案（关键在于进程切换涉及到TLB的失效及更新，线程不涉及）：

因为，每次进程切换时，都会涉及页表的切换，不过切换页表这个操作本身是不太耗费时间的。但是在切换之后，TLB（页表缓存/快表）就失效了，所以在进行地址转化时就需要重新去查找页表，这就造成了程序运行的效率低下。
而同一个进程的线程之间是共用一个页表的，所以线程之间的切换是不需要切换页表的，因此线程切换不存在上述代价大，效率低的问题。

其次，再来了解下几个基本概念：

虚拟内存技术：提供一种虚拟地址到实际物理地址的映射，将连续的虚拟地址暴露给程序，而实际上他们在物理内存（比如内存条）上面是不连续的。
虚拟内存能够很好的帮助程序员避免麻烦的内存管理与冲突等问题，并且将内存作为模块化独立出来。
虚拟内存地址：程序所使用的内存地址（Virtual Memory Address）。
物理内存地址：实际存在硬件里面的空间地址叫（Physical Memory Address）。

二、内存分页与页表

内存分页：是把整个虚拟内存和物理内存空间切成一段段固定大小的尺寸。这样一个连续并且尺寸固定的内存空间叫做页（Page）。
在 Linux 下，页是访问内存的最小单位，每一页大小为 4KB。
页表：记录【进程虚拟地址】与【内存物理地址】的映射关系。
每个进程都拥有自己的虚拟地址空间，也拥有一个页表。

~~如果程序要访问虚拟地址时，由操作系统转换成不同的物理地址，这样不同的进程在运行时，写入的是不同的物理地址，这样就不会冲突了。~~

页表是存储在内存里的，而CPU芯片中的 内存管理单元 （MMU）就负责将虚拟内存地址转换成物理地址的工作。

而当进程访问的虚拟地址在页表中查不到时，系统会产生一个缺页异常，进入系统内核空间分配物理内存、更新进程页表，最后再返回用户空间，恢复进程的运行。

页表使用虚拟地址的页号作为索引，以找到实际物理存储器中的页号，即：key = 虚拟地址的页号， val = 实际物理存储器中的页号。索引的过程如下图：
在这里插入图片描述

首先引入 cache 高速缓存，来缓解高速的 cpu 和较低速的内存之间的拖带关系（cpu 速度远快于内存，那么每次读取数据都需要等待内存就绪）。

三、TLB（页表缓存/快表）

大家都知道， 计算机中的cpu的处理速度是要远快于内存操作的，那么每次cpu要读取数据时都需要等待内存就绪才行，这在一定程度上限制了cpu的执行效率。

于是计算机科学家们根据局部性原理，就在 CPU 芯片中加入了一个专门存放程序最常访问页表项的 Cache 高速缓存，这个 Cache 就是 TLB（Translation Lookaside Buffer），通常称为 页表缓存、转址旁路缓存、快表等，可以极大提高地址转换速度，加速对于页表的访问。

理解：TLB可以看作是一种硬件的哈希表，来快速查找高速cache 中是否存在特定地址的数据，而其中应用到的内存淘汰策略则是常被提到的LRU内存淘汰策略。
作用：可以加速页表读取，极大提高虚拟地址到物理地址的转换速度。
过程：那么对于一次存取，就会有分 3 种的情况：
- TLB hit：命中缓存直接访问内存取数据
- TLB miss：未命中缓存，但是在内存中有对应页 → 【要再去页表中找地址】
- TLB miss：同时内存中没有对应页，发生缺页 → 【要向磁盘要数据，同时更新 TLB 和页表】