虚拟地址转换[四] - large page/hugepage

上文提到，使用large page（在Linux中对应的概念叫hugepage）可以优化对多级页表的访问时间，那处理器硬件层面是如何实现large page的呢？

在页表的任何级别，指向下一级的指针可以为空，表示该范围内没有有效的虚拟地址。中间级别也可以有特殊条目（设置了page size flag），表明它们直接指向large page。

例如，在32位的x86系统中，支持4MB的huge page（$\text{4KB} \times 2^{10}= \text{4MB}$，PD跳过PT直接指向page）。在64位的x86-64中，支持2MB（$\text{4KB} \times 2^9 = \text{2MB}$，PD跳过PT直接指向page）和1GB（$\text{2MB} \times 2^9 = \text{1GB}$，PDPT跳过PD和PTE直接指向page）的large page。

如果使用2MB的large page， 则其页表查找过程是这样的：

如果使用1GB的large page， 则其页表查找过程是这样的：

large page的使用可以减少页表的级数，也就减少了查找页表的内存访问次数，而且对于同样entries数目的TLB，可以扩大TLB对内存地址的覆盖范围，减小TLB miss的概率。此外，因为页表本身也要占用内存空间，减少页表的大小也可以节约那么一丢丢的内存。

在使用large page的系统中，可能存在4KB，2MB，1GB等不同大小的page共存的情况，这就需要不同的TLB支持。以intel的某款处理器为例，其含有的TLB种类如下：

当然，使用large page也会带来一些问题，比如：

1. 由于各种内存操作基本都要求按照page对齐，比如一个可执行文件映射到进程地址空间，根据文件大小的不同，平均算下来会浪费掉半个page size的物理内存，使用large page的话这个消耗就显得比较大了。
2. 系统运行一段时间后，会很难再也大块的连续物理内存，这时分配large page将会变的很困难，所以通常需要在系统初始化的时候就划分出一段物理内存给large page用（类似于DMA的内存分配），这样就减少了一些灵活性。
3. 动态large page（THP）在换出到外部的flash/disk和从flash/disk换入物理内存的过程会比normal size的page带来更大的开销（可参考这篇文章）。

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