这篇Page Overlays是Onur Mutlu组的学生在CMU的工作，发表于2015年的ISCA。
虚拟内存是现代计算机中非常重要的发明，支撑了物理内存管理、进程隔离、数据共享等操作系统核心功能。同时基于虚拟内存的写时复制和页交换等技术也为相关应用提供了极大的加速。但是当应用的更新粒度较小时，以更细粒度进行虚拟内存管理会带来很大的管理开销。包括细粒度重删、细粒度数据保护、缓存行粒度数据压缩和细粒度元数据管理在内，并不适合采用更细粒度的映射表。
这里在2015年所指出的几种类型的细粒度内存管理，在后续数年频繁出现于体系结构四大顶会中。例如，In-Cache-Line Logging (ASPLOS 2019)、Byte-Granular Memory Blacklisting (Micro 2019)。
正如下图所示，如果可以细粒度跟踪被更新的缓存行，写时复制就可以用写时蒙层代替。
在写时蒙层中我们需要做两件事：
- 除了页表映射，增加虚拟内存至蒙层页的映射。
- 跟踪被修改的缓存行。
蒙层映射
蒙层映射可以选择和虚拟内存映射结合，扩展虚拟内存以增加额外的映射关系，使原来的一对一映射变成一对多。SSP (MICRO 2019)就是这样做的。但是会对整个架构带来很大的变化。另一个选择就是使用独立的蒙层地址空间，这需要实现两次转换：1）虚拟地址至蒙层地址；2）蒙层地址至物理地址。第一次转换可以用虚拟地址直接用下图的方法计算得到蒙层地址。然后在内存独立区域维护一个硬件管理的蒙层映射表（Overlay Mapping Table (OMT)），转换为物理地址。
追踪更新
更新的追踪可以采用比特表（OBitVector），这个表存放在蒙层表（OMT）中，所以需要一次独立的请求获取，随后可以放在TLB缓存中。这会增加内存访问和TLB缺失，但是总体性能提升完全可以弥补相关性能开销。完整架构见下图：
蒙层压缩
蒙层页修改的缓存行通常应该较少，否则可以取消蒙层页，直接转换为常规页。让较少修改的蒙层页占据整个物理页会比较浪费，所以可以进行压缩。如下图，修改了哪些缓存行就保存哪些。但是同时也可带来额外的间接查询开销，而且使得追加写产生额外写放大。
缓存Tag
缓存的Tag标记决定缓存命中与否。由于这里的设计中页表仍然指向原来的物理页，如果缓存行被更新了，仍然使用原来的物理页做为缓存标记会直接导致缓存命中，得到原来的数据。因此需要在缓存标记中增加蒙层比特（OBit），这样蒙层中的缓存行就和源物理页的缓存行得到区分。