이전에 섀도우 페이지 테이블을 사용하여 가상화가 수행 된 방식을 이해하려고했습니다. articles 게스트 가상 메모리에서 호스트 실제 메모리로의 변환에 대해 모두 읽었습니다. 섀도우 페이지 테이블을 사용하여 Guest Virtual to Guest Physical Translation이 필요없는 방법을 알고 있습니다. 제 질문은 호스트 가상 - 호스트 물
운영 체제에서 메모리 관리와 관련하여 의심의 여지가 있습니다. TLB가 가상 주소에서 실제 주소로의 변환 속도를 높이는 데 사용되는 반면 캐시는 메모리 액세스 속도를 높이는 데 사용되는 임시 저장 위치입니다. 이제 가상 메모리 주소가 생성되면 무엇이 가장 먼저 취해 집니까? 첫 번째 단계가 TLB를 참조하고 실제 주소를 생성하는 경우 두 번째 단계는 무엇입
하드웨어 프리 페칭은 페이지 경계를 넘지 않습니다. 나는 소프트웨어 프리 페치가 동일한 제한을 갖고 있는지, 즉 소프트웨어 프리 페치를 사용하여 미래의 TLB 미스를 피할 수 있는지 궁금합니다. 검색을 통해 가능할 것으로 보이지만 문서에서 명확한 내용을 찾을 수 없으므로 참조가 유용 할 것입니다. 저는 특히 네 할렘, 샌디 브릿지 및 웨스트 미어에 관심이
tlb 플러시 기능을 구현하려고합니다. 플러싱의 경우 INVLPG 명령어를 사용하지만 불행히도 항상 세그먼트 화 오류가 발생합니다. 이 문제로 저를 도울 수 있습니까? INVLPG는 특권 명령어입니다 만 커널 코드에서 호출 할 수 있기 때문에 #include "stdlib.h"
inline void tlb_flush_entry(int *m)
{
PAPI 고수준 API를 사용하여 간단한 프로그램에서 TLB 누락을 검사하지만 배열을 반복하면서 예상보다 큰 숫자가 표시됩니다. 다른 간단한 테스트 케이스에서는 결과가 상당히 합리적으로 보이기 때문에 결과가 실제이고 여분의 누락이 하드웨어 프리 페치 또는 유사 때문인 것으로 생각됩니다. 누구든지 번호를 설명하거나 PAPI를 사용함에있어 어떤 오류가 있음을
내가이 문제를 해결하기 위해 내 머리를 두드리는했다, 심지어 한 단계를 진행할 수없는, 문제는 같은 수 있습니다 : int X[N];
int i;
int step = M; // M is some predefined constant
for (i = 0; i < N; i += step) X[i] = X[i] + 1;
: 다음 C 프로그램을 고려 이 프
나 CPU 캐시에 대한 읽기 시작하고 난이 두 가지 질문이 있습니다 1) CPU가 커널 핸들러에 페이지 오류 및 전송 제어를 수신 말할 수 있습니다합니다. 핸들러는 더티라고 표시된 메모리에서 프레임을 제거하기로 결정합니다. CPU 캐시가 유효한 비트와 수정 된 비트를 사용하여 다시 기록됩니다. 이제이 프레임의 메모리 내용이 오래되어 캐시에 최신 데이터가 들
액세스 및 더티 비트로 알 수 있습니다. 현재 x86 PTE에이 비트가 있습니다. TLB에 이러한 비트가 포함되어 있다고 가정 해 보겠습니다. TLB 히트의 경우, 이들 비트는 그들이 참조하는 페이지 프레임이 액세스되거나 수정되면 하드웨어에 의해 설정 될 것이다. 제 질문은이 비트가 하드웨어에 의해 PTE로 다시 복사되는 시점이며, 정확히 어떻게 수행됩니까
리눅스 커널이 TLB 미스를 처리하는 방법을 이해하려고합니다. 특히, 페이지 테이블 워크가 mm/memory.c에 follow_page에서 발생하지만 TLB 미스가 발생할 때 follow_page가 어떻게 호출되는지 알고 있습니다. follow_page의 반환 값 (struct page)은 어떻게 하드웨어로 전달됩니까? 누군가 TLB 미스 처리를위한 콜 그