Caching 缓存一致性（物理标记的缓存的特殊情况）
假设您有一个进程已经完成（现在不在内存中），但在运行时，它使用了0x12345000物理地址（4KB页面）。现在，MMU将0x12345000（物理）分配给刚刚启动的另一个进程。 但是，您可能在caché（物理标记）中使用了0x12345标记和上一个进程的数据。这是一个一致性问题。如何解决 编辑：假设是：一个进程完成，另一个进程从磁盘传送到内存，并运行到同一页内存。我的问题是：如何防止这方面的问题？我知道，在第二个进程进入内存之前，页面已归零。所以现在在缓存中，我们有对应于该页面的零。但是页面中有第二个进程的数据。这是我所理解的全部，但可能是错误的 彼得·科尔德斯的答案是完美的 但缓存中剩余的数据来自上一个进程 是的，这就是应该发生的事。缓存只是跟踪物理内存中的内容。这是它唯一的工作。它不了解流程 如果操作系统不希望新进程看到这些数据，内核需要运行一些指令将新数据存储到该页面，覆盖缓存和内存内容 缓存对此操作是透明的；无论缓存中的数据是否仍然是热的，或者在内核重用该物理页时旧进程的数据是否已写回RAM （有关更多详情，另见问题下的评论） 我知道OS zero是一个物理页面，但这是在主内存中，但我说的是缓存内存中的剩余数据 我认为这是您困惑的根源：这种归零是在CPU执行普通存储指令时发生的。操作系统在CPU上运行，通过循环存储零的字节（或字）来归零页面。这些存储是普通的可缓存存储，与缓存/内存层次结构顶部的任何其他写入相同 如果操作系统想要将归零转移到缓存不一致的DMA引擎或blitter芯片上，那么是的，操作系统必须首先使该页面中的任何缓存线无效，以避免您所说的问题，即失去与RAM的一致性。但这不是正常情况Caching 缓存一致性（物理标记的缓存的特殊情况）,caching,operating-system,x86-64,cpu-cache,dma,Caching,Operating System,X86 64,Cpu Cache,Dma,假设您有一个进程已经完成（现在不在内存中），但在运行时，它使用了0x12345000物理地址（4KB页面）。现在，MMU将0x12345000（物理）分配给刚刚启动的另一个进程。 但是，您可能在caché（物理标记）中使用了0x12345标记和上一个进程的数据。这是一个一致性问题。如何解决 编辑：假设是：一个进程完成，另一个进程从磁盘传送到内存，并运行到同一页内存。我的问题是：如何防止这方面的问题？我知道，在第二个进程进入内存之前，页面已归零。所以现在在缓存中，我们有对应于该页面的零。但是页面中
顺便说一句，“普通商店”仍然可以相当快。e、 g.现代x86 CPU可以使用SIMD指令或
rep stosbclzero为新进程加载新代码/数据 现代x86-64系统具有缓存一致性DMA，因此这不是问题。在现代x86-64中，当内存控制器内置到CPU时，这很容易实现，因此PCIe流量可以在经过时检查三级缓存。在前一个进程的缓存中，哪些缓存线仍然是热的并不重要；DMA进入该页将从缓存中逐出这些行。（或者，对于非DMA“编程IO”，数据实际上通过运行在CPU内核上的驱动程序代码加载到寄存器中，并通过正常存储器存储到内存中，这些存储器同样与缓存一致）
一些Xeon系统甚至可以DMA到L3缓存中，从而避免了主内存延迟/带宽瓶颈（例如，对于千兆网络），并节省了电源 没有缓存一致性的较旧系统在DRAM中的数据发生更改时，必须小心避免过时的缓存命中。这是一个真正的问题，而且不限于启动新进程。将刚刚释放的（
munmapmmapclflushclflushwbinv无论采用哪种方式（一致性还是非一致性），操作系统都不会浪费时间将零存储到它将要从磁盘读取的页面。对新进程的BSS以及它使用
mmap（MAP\u ANONYMOUS）另外，作为新进程执行的可执行文件可能已经在RAM中，在这种情况下，您只需设置新进程的页表。当第一个进程终止时，其所有物理内存页都会被操作系统“释放”。在几乎所有情况下，内核都会将这些新释放页面的内容归零（这会使系统中任何位置的物理地址的任何缓存副本无效），并“击落”相应的TLB条目（因此没有TLB保留从以前的虚拟地址到物理地址的映射）。只有在每个TLB条目都被“击落”并且每个页面都被归零之后，内核才能将该页面添加到“自由列表”中，此时它才有资格重新使用 根据硬件的功能和操作系统开发人员的偏好，这种模式有很多变化。我似乎记得在SGI IRIX操作系统中