进程之间的上下文切换是否使MMU（内存控制单元）无效？

Question

这是我系统讲座的PowerPoint中的一句话，但我不明白为什么上下文切换使MMU无效。我知道它会使缓存无效，因为缓存包含另一个进程的信息。但是，对于MMU，它只是将虚拟内存映射到物理内存。如果上下文切换使其无效，这是否意味着MMU在不同的进程中使用不同的映射机制？

Answer 1

您所描述的完全是系统特定的。

首先，他们可能指的是无效MMU缓存。假设MMU有一个缓存（可能这些天但不保证）。

当发生上下文切换时，处理器已设置将MMU置于上一个进程的剩余会使新进程搞砸的状态。如果没有，缓存会将新进程的逻辑页面映射到旧进程的物理页面框架。

例如，某些处理器对系统空间使用一个页表，为用户空间使用一个或多个其他页表。在上下文切换之后，处理器理想的是使用户空间页表的任何缓存无效，但只保留系统表表的任何缓存。

请注意，在大多数处理器中，所有这些都完全在幕后完成。甚至OS程序员也不需要处理（甚至不知道）MMU的任何刷新或失效。有一个处理所有内容的开关进程上下文指令。其他处理器要求OS程序员处理其他任务，作为上下文切换的一部分，在某些奇怪的处理器中，它包括显式刷新MMU缓存。

Answer 2

  

这是否意味着MMU在不同的进程中使用不同的映射机制？

你的结论基本上是正确的 每个进程都有从虚拟地址到物理地址的映射（称为 context ） 例如，地址0x401000可以转换为进程A的0x01234567和进程B的0x89abcdef。
拥有不同的上下文可以轻松isolation进程，轻松按需分页和简化重定位。

因此每个上下文切换必须使TLB无效，否则CPU将继续使用旧的翻译。

但有些页面是全局，这意味着它们具有与当前进程地址空间无关的相同转换。
例如，对于每个进程adn，内核代码以相同的方式映射，因此不需要重新映射。

所以最后只有TLB的一部分无效 您可以阅读Linux handles the process address space如何获得应用理论的真实例子。