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1. 前言

限于作者能力水平，本文可能存在谬误，因此而给读者带来的损失，作者不做任何承诺。

2. TLB ASID 的硬件支持

2.1 概念

• 什么是TLB？
  TLB是Translation Lookaside Buffers的缩写，MMU 将虚拟地址(VA)翻译为物理地址(PA)时，要经过页表遍历(page table walk)过程，每访问一级页表就要一次内存访问，相对来说，这个延迟还是相对较大的。为了提高性能，硬件上引入了 TLB cache 缓存，首次访问一个 VA 后，将 MMU 转换的 PA 以对应的 VA 为 tag 缓存到 TLB 缓存，下次再访问同一 VA，就可以通过以 VA 为 tag 从 TLB 搜索提取对应的 TLB entry 了，不用再经历漫长的page table walk过程。当然，TLB 的容量有限，只能缓存有限个数 VA 翻译的 PA 地址，这就需要做一定的管理，在 TLB 耗尽时，通过某种算法，用新的 PA 将一些旧的缓存替换掉。

• 什么是 TLB ASID？
  ASID是Address Space Identifier的缩写，标识属于特定进程的TLB entries。那为什么需要它？前面说过，TLB 容量有限，在系统中属于珍贵资源；另外，在系统进程的切换过程中，会进行页表切换，而每个进程的页表不一样，那意味着，当前进程的 TLB 缓存的地址翻译内容，对新进程将失效，所以页表切换需要进行整个 TLB cache 的 flush，这会带来不小的性能损失。于是硬件上引入了nG(not Global)标志位 和ASID，来对该问题进行优化：nG=0标识 TLB entries 属于 ASID 标识的进程，nG=1标识 TLB entries 属于全局的内核空间地址（所有进程共享内核空间的页表映射）。这样，在切换进程的页表时候，只需要为新进程分配一个 ASID 来标识自己的 TLB entries，在 ASID 或 TLB cache entries 消耗完之前，都不需要刷 TLB cache 了。

2.2 TLB 查找

nG标志位同时位于最后一级页表的表项和TLB entries中，然后首次内存访问某个地址时，记录到 TLB entries 中。而当前进程的ASID，会在进程页表切换时设置到TTBRx寄存器中，同时也会在首次访问某个VA地址时，记录到TLB entries中。当然，TLB entries 也记录访问VA地址的VA tag。这样，在后续访问某一VA地址时，首先比较 VA 地址 TLB entries VA tag，如果不匹配，则表示 TLB miss，要继续进行page table walk来翻译PA；如果相同，则继续查看 TLB entry 的nG位，如果为nG=0，则意味着是内核空间地址的 TLB entry，所有进程共享，即命中了 TLB，返回 TLB entry 保存的PA即可；如果nG=1，则表示是某进程特定的 TLB entry，通过 ASID 标识，则继续比较 TLB entry 的 ASID 和 TTBRx 寄存器存储的当前进程的 ASID，如果值相同，则标识命中，否则标识 TLB miss，否则要继续进行page table walk来翻译PA。

3. Linux 下 TLB ASID 管理

以ARMv7架构 +Linux 4.14.x内核简略的分析下TLB ASID的管理细节，来看代码：

typedefstruct{#ifdefCONFIG_CPU_HAS_ASIDatomic64_tid;/* ASID: generation | HW ASID */#else...#endif...}mm_context_t;

voidcheck_and_switch_context(structmm_struct*mm,structtask_struct*tsk){unsignedlongflags;unsignedintcpu=smp_processor_id();u64 asid;...asid=atomic64_read(&mm->context.id);/* 读取新进程的 ASID *//* * a. !((asid ^ atomic64_read(&asid_generation)) >> ASID_BITS * 新进程 asid 属于/分配自 当前 generation * b. atomic64_xchg(&per_cpu(active_asids, cpu), asid) * a.成立的条件下, 顺便设定 当前 CPU 激活的 (进程的) asid, * 然后就可以进入页表的切换过程了. */if(!((asid^atomic64_read(&asid_generation))>>ASID_BITS)&&atomic64_xchg(&per_cpu(active_asids,cpu),asid))gotoswitch_mm_fastpath;/* ASID 无需更新，直接进入页表切换过程 */raw_spin_lock_irqsave(&cpu_asid_lock,flags);/* Check that our ASID belongs to the current generation. */asid=atomic64_read(&mm->context.id);/* 新进程 asid 不 属于/分配自 当前 generation, 要重新从当前 generation 为新进程分配 asid */if((asid^atomic64_read(&asid_generation))>>ASID_BITS){asid=new_context(mm,cpu);/* ASID 管理操作 */atomic64_set(&mm->context.id,asid);/* 为 进程 分配的 ASID 记录到 进程的 mm_struct */}/* 当前 generation ASID 耗尽，需要刷掉所有的 TLB cache */if(cpumask_test_and_clear_cpu(cpu,&tlb_flush_pending)){local_flush_bp_all();local_flush_tlb_all();}atomic64_set(&per_cpu(active_asids,cpu),asid);/* 当前 CPU 激活的 (进程的) asid */cpumask_set_cpu(cpu,mm_cpumask(mm));raw_spin_unlock_irqrestore(&cpu_asid_lock,flags);}staticu64new_context(structmm_struct*mm,unsignedintcpu){staticu32 cur_idx=1;u64 asid=atomic64_read(&mm->context.id);u64 generation=atomic64_read(&asid_generation);/* * 在创建新的进程的时候会分配一个新的 mm, 其（mm->context.id）初始化为 0. * 如果 asid 不等于 0, 那么说明这个 mm 之前就已经分配过 software asid * (generation + hw asid)了. */if(asid!=0){u64 newasid=generation|(asid&~ASID_MASK);/* * If our current ASID was active during a rollover, we * can continue to use it and this was just a false alarm. */if(check_update_reserved_asid(asid,newasid))returnnewasid;/* * We had a valid ASID in a previous life, so try to re-use * it if possible., *//* 如果新 generation 中旧的 asid 还未被分配出去, 重用它 */asid&=~ASID_MASK;if(!__test_and_set_bit(asid,asid_map))returnnewasid;/* 返回更新了 generation 的 asid */}/* * 如果 asid 等于 0, 说明我们的确是需要分配一个新的 HW asid, * 这时候首先要找一个空闲的 HW asid, 如果能够找到, 那么直接返 * 回 software asid (当前 generation + 新分配的 hw asid); 否则, * 表示 asid 消耗完了，生成新的 generation 并重新进行分配??? */asid=find_next_zero_bit(asid_map,NUM_USER_ASIDS,cur_idx);if(asid==NUM_USER_ASIDS){/* ASID 消耗完了，需重新分配 */generation=atomic64_add_return(ASID_FIRST_VERSION,&asid_generation);/* 递增 ASID generation */flush_context(cpu);asid=find_next_zero_bit(asid_map,NUM_USER_ASIDS,1);}__set_bit(asid,asid_map);/* 更新 ASID 分配位图: 标记 asid 已经被分配 */cur_idx=asid;cpumask_clear(mm_cpumask(mm));returnasid|generation;/* 返回新分配的 asid */}staticvoidflush_context(unsignedintcpu){inti;u64 asid;/* Update the list of reserved ASIDs and the ASID bitmap. */bitmap_clear(asid_map,0,NUM_USER_ASIDS);for_each_possible_cpu(i){asid=atomic64_xchg(&per_cpu(active_asids,i),0);/* * If this CPU has already been through a * rollover, but hasn't run another task in * the meantime, we must preserve its reserved * ASID, as this is the only trace we have of * the process it is still running. */if(asid==0)asid=per_cpu(reserved_asids,i);__set_bit(asid&~ASID_MASK,asid_map);per_cpu(reserved_asids,i)=asid;}/* Queue a TLB invalidate and flush the I-cache if necessary. */cpumask_setall(&tlb_flush_pending);/* 当前 generation 的 asid 耗尽, 更新 generation, 标记要刷 TLB */if(icache_is_vivt_asid_tagged())__flush_icache_all();}

4. 参考资料

[1] DDI0406C_d_armv7ar_arm.pdf
[2] TLB原理