贴一篇当年关于TLB的笔记。
TLB是硬件上的一个cache，用于提升访问页表(这里应该是二级页表)的速度。MMU在将虚拟地址转换成物理地址时首先去TLB中找合适entry，如果能找到，则立即返回物理地址；如果TLB中找不到，则需访问Memory中的页表，且会加载相关entry到TLB中，以备下次MMU转换使用。
这个过程中存在一个问题，因为process的页表具有私密性，且kernel process和user process也需要做隔离。所以TLB中的entry需要保证只有本process可以访问。一个最简单的办法来实现这种屏蔽就是在做context switch时将TLB中的内容全部刷掉重新载入新process的entry，但是这样做效率会降低。为减少这部分消耗时间，ARM实现了在TLB中同时存放多个process页表的功能。
实现这个功能的硬件基础是，nG bit和ASID。硬件页表中有一个bit来指明当前的entry是global(nG=0，所有process都可以访问)还是non-global(nG=1，only本process允许访问)。如果是global类型，则TLB中不会tag ASID；如果是non-global类型，则TLB会tag上ASID，且MMU在TLB中查询时需要判断这个ASID和当前进程的ASID是否一致，只有一致才证明这条entry当前process有权限访问。
ASID的赋值方法参考代码。可以发现内核线程fork()时是不会初始化ASID这个值的，且低端内存在page初始化时的flag中nG=0，这表明内核空间是global的。而用户线程在fork()过程中会初始化asid = 0，且在做context switch，调度fork()的process进入RUNNING状态时会将这个asid赋为正式计算出的值，并且硬件页表中的nG有机会赋值1。
详细可以参考如下介绍：
1. http://stackoverflow.com/questions/17590146/how-to-deal-the-circumstance-of-asids-are-used-up-in-linux-kernel
2. http://blog.tek-life.com/%E8%AE%A4%E8%AF%86asid/