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0. 综述
总的来说TLB miss处理分为硬件处理和软件处理两种，硬件处理代表架构为X86，X86-64，IBM VM370；软件处理代表为: MIPS, SPARC, Alpha；同时兼容软硬件处理的架构：PowerPC。以下便简要介绍各个架构的TLB MISS处理过程及其特性。
1. ARM架构
ARM架构的TLB虽然程序员可见，但是并不能像MIPS架构那样可以显示的向TLB中写入固定的内容，TLB缺失重填过程是由硬件来完成的，具体过程如下：（参考：<<ARM920T的MMU与Cache>>文章）
1） ARM的MMU和Cache集成在15号协处理器中。其中第2号寄存器存着页表的基地址(TTB)；第8号寄存器提供了TLB invalid等TLB操作；第10号寄存器提供了TLB锁定操作。
2） 以TTB中的内容为基地址，以VA[31:20]为索引在表中查出第二级页表（Coarse Page Table）的基地址，同样是物理地址，也就是说第二级页表也是直接按这个地址存在物理内存中的。
3） 以VA[19:12]为索引在第二级页表中查出物理页面的基地址加上VA[11:0]这个偏移量就可以取出相应地址上的数据。
4） 过程称为Translation Table Walk从TTB走到一级页表，又走到二级页表，又走到物理页面，一次寻址其实是三次访问物理内存。注意这个“走”的过程完全是硬件做的，每次CPU寻址时MMU就自动完成以上四步，不需要编写指令指示MMU去做，前提是操作系统要维护页表项的正确性，每次分配内存时填写相应的页表项，每次释放内存时清除相应的页表项，在必要的时候分配或释放整个页表。
5） 除了硬件TTW，CP15的8号寄存器支持的TLB操作如下：
a) 无效指令TLB
b) 无效指令单一入口
c) 无效整个数据TLB
d) 无效数据单一入口
e) 无效所有TLB
因此由上面分析可以看到ARM的类似X86架构是硬件完成TLB重填，而且不能显示访问TLB的每一项。
2. SPARC架构
SPARC架构类似MIPS，使用的是软件管理TLB重填异常，TLB中也拥有区分不同地址空间的标识符 context id，是否使用特权级是根据操作模式和TRAP LEVEL决定的。SPARC的TLB重填异常如下：
1） 发生TLB异常时陷入操作系统
2） 操作系统首先查询TSB中是否存在缺失项
a) 如果有load到TLB中
b) 如果没有则执行TSB缺失函数
3） SPARC访问TLB的命令是ldxa，stxa等，具体方式见linux内核中 arch/sparc/ kernel/itlb_miss.S文件中填充TLB的部分
3. POWERPC架构
POWERPC架构的TLB MISS有硬件查询的部分有软件查询的部分。其TLB MISS处理的方式如下，一共两轮查询
1） 首先查询处理器中的DBAT和IBAT寄存器，这些寄存器只有4或8个，用于映射内核地址，最大能映射到256M。如果这次查询成功则不进行下轮查询。
2） 若第一次查询不成功，则进行第二轮查询，这轮查询不一定被所有的类型的POWERPC处理器支持，查询中首先通过段寄存器获得一个52位地址。这52位线性地址使用hash表存放其页表。硬件获得52地址对应的hash值，查询页表。如果不存在则解决hash 冲突继续查，如果继续查不中则陷入到OS中进行处理。
3） POWERPC G1系列不支持查询hash表，而使用软件方式查询标准页表，之后写入TLB；G2~G4系列均采用硬件查询hash表。最新的POWERPC处理器支持两种方式选择。
4） POWERPC系列访问TLB指令类似tlbre, tlbwe等，有点类似MIPS。
4. Alpha架构
Alpha同样使用软件TLB重填，同样具有ASID用于保证TLB中存在不同地址空间的项。但是Alpha的TLB重填很奇特，使用机器码来完成三级页表的查询，换句话说Alpha的TLB miss重填函数固化在机器码中。
5. X86，x86-64架构
X86使用的是硬件页表查询，特点是：
1） 操作系统并不知道有TLB存在
2） CPU保证TLB和页表一致性。即当页表改变或者切换时需要刷新TLB。
3） TLB中不存在ASID。
4） OS不能单一操作某一TLB表项，只能通过INVLPG指令无效整个TLB。
5） X86的硬件page table walk过程略~
6. MIPS架构
MIPS使用的是软件TLB miss方法，使用ASID区分不同的用户空间。具体过程如下：
1） 访问地址TLB不存在时候，陷入内核产生TLB miss异常。
2） TLB miss 处理函数查询三级页表获得地址并填入TLB
3） MIPS架构中访问TLB指令时：tlbwi，tlbri等。