4.1 虚拟内存与 Sv39 页表手解

4.1 虚拟内存与 Sv39 页表手解

本节摘要：Sv39 是 RISC-V 在六十四位应用上的主力分页方案：三十九位虚拟地址、三级查表、四 KiB 标准页与两级大页。本节把一次完整的三级查表逐位走通，拆解页表项九个标志位的分工，并讨论翻译缓存为何是性能命门——以及裸机环境如何搭一张最小页表跑通虚拟地址。

给地址分层的三种理由

程序直接使用物理地址会立刻撞上三堵墙：两个进程想用同一地址放各自的数据，必有一方让位；进程想看住自己的数据不被他人读写，无从下手；内存碎片让"要一块连续物理内存"变得昂贵。虚拟内存用一层地址翻译同时拆掉三堵墙：每个进程活在自己独立的虚拟地址空间里，内核把虚拟页按需映射到任意物理页，隔离靠权限位、弹性靠映射表。代价是每次访存多了一轮查表——本节的全部内容，就是把这笔账算清楚并让它付得值。

Sv39 方案的参数先立起来：虚拟地址三十九位，低十二位是页内偏移（页大小四 KiB），中间二十七位是虚页号，被切成三段各九位，分别索引三级页表；物理地址五十六位，其中四十四位是物理页号。三级、九位、四 KiB 这组数字互相咬合：九位索引对应每张表五百一十二项，每项八字节，恰好一张表占一页——页表自己也能被页表管理，递归结构整齐得可以写进编译器常量。

三级查表：一笔一笔算

规范里页表基址住在 satp 寄存器：高四位是模式域（Sv39 写八），接下来十六位是地址空间标识符 ASID，低四十四位是根页表的物理页号。翻译从根开始：

1. 取虚拟地址第三段（第三十到三十八位）作索引，在根表中定位一个页表项；
2. 读该项：若有效位为零或仅有访问权限而无读写执行权限且非指针项，触发页错误；若有效且无任何读写执行权限，则它是指向下级的指针，取其物理页号，用第二段（第二十一到二十九位）索引中间表，重复判断；
3. 到最底层表，读出的页表项若有效，其物理页号拼上原始地址的低十二位偏移，翻译完成。

顺带认识大页：若第一级就查到带读或执行权限的有效项，它映射的是一 GiB 巨页；第二级命中则是二 MiB 大页。内核映射大块连续内存时用大页能把查表从三级压到一级，翻译缓存的压力也随之骤减——这是数据库与大内存服务调优的常用杠杆。

页表项的低十二位是九个标志位加两位保留位，值得列一张表看清分工。

标志位里藏着两个高频坑。其一，W 依赖 R 的约束是规范明文：不存在"只可写不可读"的页面，某些老教程按其他架构经验设置的权限位组合，在 RISC-V 上会直接变成无效映射。其二，U 位是用户隔离的真正的栓——内核映射若忘清 U 位，用户态就能直接读写内核内存；反过来，内核读用户缓冲区时又被 U 位挡住，需要 mstatus 里 sstatus 的求和位临时放行。这两个坑在自研内核的早期都是必修课。

图 4-2 Sv39 三级翻译与页表项位段

工程现场：裸机搭一张最小页表

背景：在无操作系统的裸机环境验证虚拟内存：让一段代码从物理地址切换到完全不同的虚拟地址运行，这是自研内核的第一块试金石。

操作：规划一张两张叶子项的迷你页表。准备三个对齐的页作三级表，建立恒等映射（虚拟地址等于物理地址，保证开启分页的瞬间正在执行的代码不摔跟头），再把虚拟地址高半区映射到内核数据页。关键代码序列如下。

    la   t0, root_table
    srli t0, t0, 12           # satp 里存的是物理页号
    li   t1, 8                # 模式域 Sv39
    slli t1, t1, 60
    or   t0, t0, t1
    csrw satp, t0
    sfence.vma zero, zero     # 冲刷陈旧翻译
​

结果：写完 satp 的下一条指令仍按旧翻译继续执行（恒等映射保证了连续性），随后跳转到高半区虚拟地址成功，访问映射页数据正常；故意访问一个未映射地址，mcause 立刻报出编号十五的存储页错误，mepc 与 mtval 精确指向作案指令与出错地址。

解读：这个实验把翻译机制的几个关键处变成肌肉记忆：satp 存的是页号不是字节地址；切换 satp 后必须 fence 否则翻译缓存里的旧映射会阴魂不散；页错误三兄弟（编号十二取指、十三读、十五写）配合 mtval 能把现场交代得一清二楚。另外注意恒等映射的工程意义：切换瞬间的"翻译断层"是所有内核页表设计的公共暗礁，惯例是恒等映射保底加事后拆除。

变式：把中间级表项改成带权限的大页项，映射一块二 MiB 区域，对比两种映射下访问速度的差异；再把内核数据页的 U 位置一并从用户态试探访问，观察页错误编号不变而权限语义不同——两个变式分别对应大页调优与用户隔离两条实战线。

翻译缓存：性能的隐形阀门

查表三级、每级一次访存，意味着没有缓存的机器每次内存访问要变成四次访存——性能直接坍缩。翻译缓存（TLB）因此是所有实现的核心部件：把最近用过的虚拟页到物理页映射存进硬件表，命中则零成本通过。它的存在带来两个工程后果。第一，改页表不等于立即生效：旧映射可能还躺在缓存里，这就是 sfence.vma 存在的理由——按地址冲刷、按 ASID 冲刷或全部冲刷，粒度越细代价越小，内核切换进程时靠 ASID 避免全量冲洗。第二，缓存的规模与策略是微架构差异最大的地方之一，同一份内核代码在不同芯片上的系统调用延迟可能差出数倍，排查性能问题时要记得这一层变量的存在。

本节要点回顾

• 三层九位三级表：Sv39 的全部骨架，五百一十二项与四 KiB 页表页互相咬合成递归结构；
• satp 三段式：模式域、ASID、根页表物理页号，切换后必跟 sfence.vma；
• 标志位两坑：W 依赖 R 的硬约束、U 位既是隔离栓也是内核读用户缓冲的拦路虎；
• 大页是查表捷径：一级命中一 GiB、二级命中二 MiB，大内存服务的基础调优杠杆；
• 翻译缓存决定性能下限：改映射必须冲刷，冲刷粒度是内核性能工程的一部分。

翻译层管住了地址的真假，但它只对开启分页的世界负责。物理地址层面还有一道更原始也更硬的关卡——下一节的物理内存保护。