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wzjs 2025/9/15 7:00:45

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现代 CPU 中用于加速多级页表查找的Page‐Table Entry原理

摘要：以下从背景、结构、查找流程、一致性与性能影响等方面，详细介绍现代 CPU 中用于加速多级页表查找的 Page-Walk Cache（也称 Walker Cache 或 Page‐Table Entry Cache）。

1. 背景：为何需要 Page‐Walk Cache

多级页表查找成本高
以 x86-64 为例，4 级页表走完一次要依次访问 PML4、PDPT、PD、PT，每级都要一次内存读（若不命中 L1/L2/L3 缓存），最糟糕可能要 4 次 LLC Miss → DRAM 访问，延迟数百纳秒。
TLB 只能缓存最终映射
TLB（Translation Lookaside Buffer）存的是虚拟页→物理页的最终映射，一旦 TLB miss，仍需重新走页表。Page-Walk Cache 介于 TLB 与内存之间，缓存中间级页表项，减少每次 page-walk 的内存访问数。

2. Page-Walk Cache 的总体结构

独立或共享
- 有的 CPU 为每级页表各设一个小缓存（L0 for PML4E, L1 for PDPTE, L2 for PDE, L3 for PTE），也有合并成一个统一 Walker Cache。
Entry 内容
- Tag：〈CR3 或 ASID/PCID, 虚拟页号中对应级别的索引位〉
- Data：对应级别的页表项完整 64 bit（含 PFN + control bits）。
容量与关联度
- 极小，一般几十到几百条；全相联或 4-way/8-way set-assoc；足够缓冲热点上下文，但远小于 TLB。

3. 查找与填充流程

TLB Miss → 触发 Walker
硬件页表行走器（Page‐Walker）启动，将 CR3（携带 ASID/PCID）与 VA 分解成 4 个 9-bit 索引字段。
各级查 Page-Walk Cache
对第一级（PML4）索引：
- 在 PML4‐Cache 中查 Tag；
- Hit → 直接拿到对应 PML4E；
- Miss → 按常规：从内存（LLC）读取 PML4E 后填 Cache。
  再对第二级（PDPT）、第三级（PD）、第四级（PT）重复相同动作。
汇聚获得最终 PTE
- 若中途某级 PDE.Mark-PS=1，且映射大页，则后续级别跳过；Walker Cache 同样可命中大页级别的 PDE entry。
- 最终得出 PTE，更新 TLB，并返回物理页基址。

4. 一致性与失效

软件修改页表
操作系统写入或无效化页表后，需执行 invlpg 或 CR3 重载，隐含触发 Walker Cache 对应条目失效。CPU 内部会：
- 按 ASID/PCID 精确清除相关 Tag，或
- 在全局 CR3 切换时一并失效。
Page-Walk Cache 可与 PCID 协同
支持 Process-Context ID (PCID) 时，Tag 包含 PCID，切换地址空间无需全表失效，只失效对应新 CR3/PCID 下不可见的条目。

5. 嵌套/二级页表（EPT/NPT）支持

在虚拟化场景中，需同时走 二级页表（Guest）和 一级页表（Host/EPT）。现代 CPU 会：

分阶段 Walker：先走 Guest 页表（用 Guest CR3），再走 Host EPT（用 EPTP），两套 Walker Cache 可复用；
双重 Tag：Tag 中加上两级 CR3/EPTP 标识，保证隔离。

6. 性能效果

减少内存访问次数
典型热点工作集下，Walker Cache 命中率可达 80–90%，平均每次 Page‐Walk 只需 1–2 次 LLC 访问，而非最差的 4 次。
降低延迟与功耗
减少 DRAM 访问，Page-Walk 延迟可从数百纳秒降到几十纳秒；同时降低系统总功耗。
提升 TLB miss 下的 IPC
对于大量随机地址访问（如数据库、VMware），Page-Walk Cache 极大提升穿页性能。

7. 硬件设计考量

容量 vs 并发
- 容量太小命中率低，太大又占硅片面积。常见设计：每级 32–128 条；4 级共 128–256 条。
关联度
- 全相联提高命中，硬件实现复杂；4-way set-assoc 更折中。
替换策略
- LRU 或近似 LRU；与 TLB 类似。
与缓存系统协同
- Walker Cache miss 后读内存，优先走 L1/L2/L3 Cache，若最终 LLC Miss 再到 DRAM。

小结

Page-Walk Cache 是现代 CPU 在 TLB miss 时，为缓存页表中间级别条目的专用小型高速缓存。它通过给每级页表查找加速，减少 Page-Walk 对内存的压力，显著降低 TLB miss 的延迟和功耗，对操作系统的页表结构透明、自动协同 PCID 与虚拟化二级页表，从而大幅提升系统的整体性能。

Page-Walk Cache的替换策略具体是如何实现的？

摘要：在硬件上，Page-Walk Cache（PWC）通常是一个小容量、多路组相联的缓存；其替换策略需要在极度受限的时序和面积下，既能提供较高命中率，又要保证硬件实现简单。主流做法是用 伪 LRU（Pseudo-LRU），具体流程如下。

1. 组织形式

假设 PWC 是一个 S-way 组相联缓存，共有 N 组（set），每组 S 条 entry，每条 entry 存储一个页表项和若干 tag 比特。

– S 常见取值：2, 4, 8。
– N 也不大，可能几十到上百。

每组都要维护一组替换状态位，用来选择下一次 miss 时的 victim way。

2. 伪-LRU (Tree-based PLRU)

最经典也最常见的是 树形 PLRU：

结构
– 对 S=4：使用 3 个二叉树节点位 b0,b1,b2。
• b0 根节点，控制左子树(ways 0–1) vs 右子树(ways 2–3)
• b1 左子树内部，控制 way 0 vs way 1
• b2 右子树内部，控制 way 2 vs way 3
选替换行（Victim Selection）
– 从根开始：若 b0==0 → 走左子树，否则走右；
– 在子树内部再按 b1/b2 决定更“冷”的那条路。
命中更新（MRU 更新）
– 若访问到 way k：
• 根节点 b0 = (k ∈ {0,1}) ? 1 : 0
• 如果 k ∈ 左子树，则 b1 = (k==0?1:0)；如果 ∈ 右子树，则 b2 = (k==2?1:0)。
Miss 时：
– 用上面算法找出“最老”way 作替换；
– 用新的 tag + data 覆盖它；
– 把对应的 b0/b1/b2 更新成 MRU，与命中时相同。

这种做法只需要 S–1 位状态、硬件逻辑简单，能近似逼近 LRU。

3. 其他简化/优化策略

2-way：
– 只需 1 位 MRU bit，0/1 表示上次命中的是 way0 还是 way1，miss 时替换另一路。
8-way：
– 可用 7 位树型 PLRU（3 层）
– 或分成两级：先选出 “四路组” 再内部二分。
真 LRU（只对 very small S=2,4）
– 用 2-bit 或 4-entry 阶梯式计数器记录使用顺序。
– 面积和延迟稍大，一般只在关键路径足够宽松时采用。
“Insertion Policy” 调整
– MISS 时不总插入 MRU，可以插入到某中间位置 (e.g., “MRU-1”)，以防热不热点数据迅速污染缓存。
– “Bypass” 流水线/预取产生的低重用数据，不分配到 PWC，保留空间给真正的页表热点。

4. 一致性与失效

CR3/ASID 切换：PWC 的每条 entry tag 中带有地址空间 ID；CR3 切换会使得所有“前地址空间” entry 视为 miss，无需显式清空。
软件写页表：OS 在修改页表后执行 invlpg，微架构会检测到对应 Virtual‐Page tag 并失效相关 PWC entry（通过比对 CR3+VPN）。