（一）一些概念：

分頁：將實體記憶體分成固定大小的塊，按照頁來進行分配和釋放；一般帶下為4K(2^12)個位元組；

大頁：比如大小為2M(2^20)和2G(2^32)位元組大小的頁；

虛擬地址：軟體編碼通過虛擬地址來訪問記憶體；由處理器將虛擬地址轉換成實體地址；（虛擬地址對應虛擬記憶體，虛擬記憶體對應了numa系統的node節點）

頁表：形成頁目錄表、頁表、內容頁的層級結構（為什麼要三層結構？）用於虛擬地址到實體地址的轉換；以虛擬地址2^32舉例：

（二）TLB

在分層定址的基礎上，又引入了TLB的概念；TLB可以理解為一個快取在cache中維護著前20位[31:12]對應關係的表項；如果能在TLB中匹配到邏輯地址，就能迅速通過頁表項和[11:0]得到實體地址；反之，無法匹配則為不命中；

既然這樣，如果TLB足夠大，所有表項都快取在cache中，保證每次命中，則轉換過程可以非常快；而實際上TLB表項很小（受限於cache本身的大小？）；

（三）大頁

這時候大頁的優勢就體現出來了；通過配置大頁，需要的TLB表項就很小；如果是以2M作為分頁，只需要一個表項就可保證全部命中了~

（四）如何配置大頁

操作環境的NUMA拓撲結構：

可以看到，一共有2個socket（CPU插槽-物理概念），每個socket有2個node，每個node有24個core，每個core單執行緒，共有96個threads。

大頁分配可以通過linux啟動引數設定或者啟動後動態預留。

假設需要在node0上分配1024個2M大頁，在linux中可以通過動態預留：

echo 1024 > /sys/devices/system/node/node0/hugepages/hugepages-2048kB/nr_hugepages

dpdk中在node0節點出輸入1024即可：

./home/z00383571/Dpdk_18.05/dpdk-stable-18.05.1/usertools/dpdk-setup.sh

而對於1G大小的頁，必須通過設定啟動引數的方式預留，不支援動態修改：

EulerOS:~ # cat /proc/cmdline
BOOT_IMAGE=hugepagesz=1G default_hugepagesz=1G hugepages=4
 
 

（四）dpdk的大頁使用

eal_hugepage_info_init() : //獲取大頁配置
eal_hugepage_info_read(); //根據配置初始化並對映記憶體  更具體的程式碼分析後續單獨記錄

使用大頁需要mount到某個路徑，比如：

#mkdir /mnt/huge
#mount -t hugetlbfs nodev /mnt/huge

可以修改/etc/fstab來避免每次開機重新設定

nodev /mnt/huge hugetlbfs defaults 0 0

對於1GB大小的大頁。需要使用如下：

nodev /mnt/huge_1GB hugetlbfs pagesize=1GB 0 0

提問1：為什麼需要分成三層的結構去進行查詢？（如果改成兩層，可以減少一次記憶體訪問）

答：依舊以2^32虛擬地址為例，為了管理4K記憶體頁，需要2^20個表項，因此需要建立一個4M的頁表，即1024個物理頁，記憶體代價過大。

提問2：假設pci網絡卡裝置掛在cpu1的pcie總線上，大頁申請在cpu0的node0上，會不會導致轉發效能低？

答：跨socket使用記憶體，必然會導致效能降低；