地址转换

核心思想： 借鉴CPU虚拟化的受限直接执行 (LDE) 策略，通过硬件辅助的地址转换机制来实现高效、灵活且受控的内存虚拟化。

引言：

  1. 类比 LDE： 如同CPU虚拟化让大部分指令直接运行，内存虚拟化也希望让程序直接访问内存，但通过硬件和操作系统的协作在每次访问时进行必要的转换和检查。
  2. 目标：
    • 高效 (Efficiency)： 利用硬件支持（如寄存器、TLB、页表）减少开销。
    • 控制 (Control)： 确保应用程序只能访问其自身的内存空间（保护、隔离）。
    • 灵活性 (Flexibility)： 允许程序方便地使用其地址空间。
  3. 关键问题： 如何高效、灵活地虚拟化内存，并保持对内存访问的控制？
  4. 核心技术： 基于硬件的地址转换 (Hardware-based Address Translation)。
    • 硬件在每次内存访问时（取指、读数据、写数据）介入。
    • 将程序使用的虚拟地址 (Virtual Address) 转换为内存中实际存储位置的物理地址 (Physical Address)。
  5. 操作系统角色： 管理内存（记录占用与空闲），设置硬件以进行正确的地址转换。
  6. 最终目的： 创造每个程序拥有私有、连续内存空间的假象 (Illusion)，隐藏物理内存被多程序共享的现实。

一、 初始假设 (简化模型)

  1. 用户地址空间必须连续放置在物理内存中。
  2. 用户地址空间小于物理内存大小。
  3. 每个用户地址空间大小相同。 (注：这些假设将在后续章节逐步放宽)

二、 一个地址转换的例子

  1. 场景： 进程执行 x = x + 3;
  2. 汇编 (示例)：
    • 128: movl 0x0(%ebx), %eax (从内存加载 x 到 eax)
    • 132: addl $0x03, %eax (加 3)
    • 135: movl %eax, 0x0(%ebx) (写回内存)
  3. 进程视角 (虚拟地址空间 0-16KB)：
    • 指令在虚拟地址 128。
    • 数据 x 在虚拟地址 15KB。
    • 内存访问：取指(128), 加载(15KB), 取指(132), 取指(135), 存储(15KB)。
  4. 物理内存视角 (进程被重定位到 32KB)：
    • 操作系统占用 0-16KB。
    • 进程地址空间实际位于物理地址 32KB - 48KB。
    • 存在空闲内存块。
  5. 问题： 如何将进程的虚拟地址 (如 128, 15KB) 映射到正确的物理地址 (如 32KB+128, 32KB+15KB)，且对进程透明？

三、 机制：动态 (基于硬件的) 重定位

  1. 也称为：基址加界限 (Base and Bounds) 机制。
  2. 核心硬件： 每个 CPU 配备两个硬件寄存器：
    • 基址寄存器 (Base Register)： 存储进程地址空间在物理内存中的起始地址。
    • 界限寄存器 (Bounds/Limit Register)： 存储进程地址空间的大小 (或结束物理地址)。
  3. 地址转换过程：
    • 程序生成虚拟地址。
    • 硬件自动执行：物理地址 = 虚拟地址 + 基址寄存器值。
    • 硬件同时检查：0 <= 虚拟地址 < 界限寄存器值 (保护)。
    • 如果检查失败 (越界访问)，CPU 触发异常 (Exception)。
  4. 内存管理单元 (MMU)： CPU 中负责地址转换和保护检查的硬件部分。
  5. 优点：
    • 透明性： 进程无需知道自己被重定位。
    • 保护性： 防止进程访问自身地址空间之外的内存。
    • 动态性： 转换在运行时发生，甚至可以在进程运行后移动其地址空间（需OS干预）。
  6. 对比静态重定位： 静态重定位由加载程序在加载时修改地址，缺乏保护且移动困难。

四、 所需硬件支持

  1. CPU 模式： 特权模式 (内核模式) 和用户模式。
  2. 基址/界限寄存器： 每个 CPU 一对，由 MMU 使用。
  3. 地址转换电路： 执行加法和界限检查。
  4. 特权指令： 用于操作系统修改基址/界限寄存器 (只能在内核模式执行)。
  5. 异常机制： CPU 在发生越界访问或用户模式尝试执行特权指令时，能产生异常，并将控制权交给操作系统。
  6. 异常处理程序注册机制： 操作系统需能告知硬件异常处理程序的位置 (通过特权指令)。

五、 操作系统职责

  1. 进程创建时：
    • 查找空闲物理内存空间 (通常使用空闲列表 Free List 数据结构)。
    • 为新进程分配内存，并标记为已用。
  2. 进程终止时：
    • 回收进程占用的物理内存。
    • 将回收的空间放回空闲列表。
  3. 上下文切换时：
    • 保存： 将当前进程的基址/界限寄存器值保存到其进程控制块 (PCB)。
    • 恢复： 将即将运行进程的基址/界限寄存器值从其 PCB 加载到 CPU 硬件寄存器中。
  4. 移动进程地址空间 (可选)：
    • 停止进程 -> 拷贝内存到新位置 -> 更新 PCB 中保存的基址值 -> 恢复运行时加载新基址。
  5. 异常处理：
    • 在启动时设置异常处理程序 (通过特权指令)。
    • 当硬件触发异常时 (如越界访问)，执行相应的处理程序 (通常是终止违规进程)。

六、 硬件与操作系统交互示例 (时间线)

  1. OS 启动： 初始化陷阱表、进程表、空闲列表，启动时钟中断。
  2. 运行进程 A： OS 分配内存、设置基址/界限寄存器 -> 硬件进行地址转换和执行指令。
  3. 时钟中断/上下文切换： 硬件捕获中断 -> OS 保存 A 的状态 (含基址/界限) -> OS 恢复 B 的状态 (含基址/界限) -> 硬件继续执行 B。
  4. 进程 B 访问越界： 硬件检查失败，触发异常 -> OS 捕获异常，执行处理程序 (终止 B)，回收内存。
  5. 核心模式： 遵循 LDE，OS 主要在启动、切换、异常时介入，大部分时间由硬件直接执行。

七、 总结与局限性

  1. 基址加界限 是一种简单、高效的虚拟内存实现机制，提供了地址转换和保护。
  2. 主要缺点：内部碎片 (Internal Fragmentation)。
    • 即使进程实际使用的内存（如栈和堆）远小于分配的固定大小槽块，整个槽块仍被占用。
    • 导致物理内存空间浪费，限制了可同时运行的进程数量。
  3. 下一步： 需要更复杂的机制来更有效地利用物理内存：分段 (Segmentation)。