如果是进程上下文切换，新进程的虚拟地址空间（VAS）是否已加载到CPU上下文（CPU的寄存器）中？

Question

我读过了：

进程切换是从一个进程到另一个进程的上下文切换。它涉及切换所有流程抽象和资源，以支持属于新流程的抽象和资源。最值得注意和最昂贵的是，这意味着切换存储器地址空间。这包括内存地址，映射，页表和内核资源，这是一个相对昂贵的操作。

也：

上下文是任何时间点的CPU寄存器和程序计数器的内容。

当内核（即操作系统的核心）针对CPU上的进程（包括线程）执行以下活动时，可以更详细地描述上下文切换：（1）暂停一个进程的进程并存储进程该进程在内存中某个位置的CPU状态（即上下文），（2）从内存中检索下一个进程的上下文，并将其恢复到CPU的寄存器中，（3）返回到程序计数器指示的位置（即，返回到中断该过程的代码行）以恢复该过程。

由于每个进程的VAS都是独立的，并且最大容量为4GB，如果进程进行上下文切换，进程的整个VAS是否会加载到CPU上下文中？

另外，由于每个进程都有单独的页表，因此如果进行上下文切换，该页表是否也被带入CPU上下文中？

如果否，那么为什么进程上下文切换比线程上下文切换慢（线程共享相同的VAS）？

Answer 1

由于每个进程的VAS都是独立的，并且最大容量为4GB，是否在进程上下文切换的情况下将进程的整个VAS加载到CPU上下文中？

另外，由于每个进程都有单独的页表，因此如果进行上下文切换，是否也在CPU上下文中购买了该页表？

这些问题是相关的。通过更改正在执行虚拟->线性转换的页表集，可以将一个虚拟地址空间换为另一个虚拟地址空间。这就是地址空间交换的完成方式。

让我们考虑一个非常简单的示例。

• 假设我们有两个进程P _一和P _乙。这两个进程都在虚拟地址0x1000处执行其程序映像。
• 进程看不到的是一组页表，它们将虚拟地址空间映射到RAM的物理页：
  • Pagetable T _A将虚拟地址0x1000映射到物理地址0x88000
  • Pagetable T _B将虚拟0x1000映射到物理0x99000。
• 假设理论上CPU有一个称为PP（pagetable指针）的寄存器

初始化进程后，在两者之间“交换虚拟地址空间”很简单。要加载P _A的地址空间，只需将T _A的地址放入中PP，现在该进程将“看到”内存为0x88000。同样，T _B的地址为P _B，因此他将“看到”存储器的0x99000。

在（同一进程的）线程之间切换时，不需要更改虚拟地址空间（因为给定进程的所有线程共享同一虚拟地址空间）。

当然，还需要交换其他内容（例如CPU寄存器），但是在此讨论中，我们仅关注虚拟内存。

在x86 CPU上，CR3寄存器是指向页表层次结构基址的指针。交换进程时，操作系统会更改此寄存器以更改地址空间。

当然，它比这更复杂。因为可能的虚拟地址空间很大（x86-32上为4 GiB，x86-64上为16 艾字节），所以页表本身将占用大量的空间（每4 KiB页一个条目）。为了减轻这种情况，在页表中添加了更多的间接级别，这就是为什么我将它们称为层次结构。在x86-64上，有4个级别。

现在，假设CPU是否必须为每个虚拟到物理的转换“遍历”这些分页结构。从虚拟内存中进行一次读取将总共需要5次内存访问！这将非常慢。

输入转换后备缓冲区或TLB。TLB会缓存这些翻译，因此给定的虚拟到物理翻译只需要将页表移动一次即可。之后，TLB会记住翻译内容，并且速度更快。（当然，TLB可以满载，但是缓存逐出是另一回事）。

假设P _A正在运行，内核突然间在P _B的地址空间中交换。现在，所有这些缓存的虚拟到物理转换对于新的虚拟地址空间不再有效！这意味着我们需要刷新 TLB或清除其所有条目。因此，CPU必须再次执行慢速页表移动，直到TLB缓存再次“变热”。

这就是为什么交换虚拟地址空间被认为“昂贵”的原因。不是因为很难写CR3，而是因为我们每次都将TLB丢弃。