0、前言
在实现 CPU 虚拟化时，遵循的一般准则被称为受限直接访问。受限直接访问背后的想法很简单：让程序运行的大部分指令直接访问硬件，只在一些关键点（如进程发起系统调用或发生时钟中断）由操作系统介入来确保“在正确的时间，正确的地点，做正确的事”。为了实现高效的虚拟化，操作系统应该尽量让程序自己运行，同时通过在关键点的及时介入，来保持对硬件的控制。高效和控制是现代操作系统的两个主要目标。
在实现虚拟内存时，也将追求类似的做法，在实现高效和控制的同时，提供期望的虚拟化。高效决定了我们要利用硬件的支持，这在开始的时候非常初级（如使用一些寄存器），但会变得相当复杂（比如我们会讲到的 TLB、页表等）。控制意味着操作系统要确保应用程序只能访问它自己的内存空间。因此，要保护应用程序不会相互影响，也不会影响操作系统，需要硬件的帮助。最后，我们对虚拟内存还有一点要求，即灵活性。具体来说，我们希望程序能以任何方式访问它自己的地址空间，从而让系统更容易编程。所以，关键问题在于：
如何高效、灵活地虚拟化内存。如何实现高效的内存虚拟化？如何提供应用程序所需的灵活性？如何保持控制应用程序可访问的内存位置，从而确保应用程序的内存访问受到合理的限制？如何高效地实现这一切？
我们利用了一种通用技术，有时被称为基于硬件的地址转换，简称为地址转换。它可以看成是受限直接执行这种一般方法的补充。利用地址转换，硬件对每次内存访问进行处理（即指令获取、数据读取或写入），将指令中的虚拟地址转换为数据实际存储的物理地址。因此，在每次内存引用时，硬件都会进行地址转换，将应用程序的内存引用重定位到内存中实际的位置。
当然，仅仅依靠硬件不足以实现虚拟内存，因为它只是提供了底层机制来提高效率。操作系统必须在关键的位置介入，设置好硬件，以便完成正确的地址转换。因此它必须管理内存，记录被占用和空闲的内存位置，并明智而谨慎地介入，保持对内存使用的控制。
同样，所有这些工作都是为了创造一种美丽的假象：每个程序都拥有私有的内存，那里存放着它自己的代码和数据。虚拟现实的背后是丑陋的物理事实：许多程序其实是在同一时间共享着内存，就像 CPU 在不同的程序间切换运行。通过虚拟化，操作系统（在硬件的帮助下）将丑陋的机器现实转化成一种有用的、强大的、易于使用的抽象。
1、假设
对内存虚拟化的第一次尝试非常简单。具体来说，先假设用户的地址空间必须连续地放在物理内存中。同时，为了简单，我们假设地址空间不是很大，具体来说，小于物理内存的大小。最后，假设每个地址空间的大小完全一样。别担心这些假设听起来不切实际，我们会逐步地放宽这些假设，从而得到现实的内存虚拟化。
2、一个例子
为了更好地理解实现地址转换需要什么，以及为什么需要，先来看一个简单的例子。设想一个进程的地址空间如下图所示。这里我们要检查一小段代码，它从内存中加载一个值，对它加 3，然后将它存回内存。这段代码的C语言形式可能像这样：
void func() {
int x;
x = x + 3; // this is the line of code we are interested in
...
编译器将这行代码转化为汇编语句，可能像下面这样（x86 汇编）。可以用 Linux 的 objdump 或者 Mac 的 otool 将它反汇编：
128: movl 0x0(%ebx), %eax ;load 0+ebx into eax
132: addl $0x03, %eax ;add 3 to eax register
135: movl %eax, 0x0(%ebx) ;store eax back to mem
这段代码相对简单，它假定 x 的地址已经存入寄存器 ebx，之后通过 movl 指令将这个地址的值加载到通用寄存器 eax。下一条指令对 eax 的内容加 3。最后一条指令将 eax 中的值写回到内存的同一位置。
在上图中，可以看到代码和数据都位于进程的地址空间，3 条指令序列位于地址 128（靠近头部的代码段），变量 x 的值位于地址 15KB（在靠近底部的栈中）。如图所示，x 的初始值是 3000。
如果这 3 条指令执行，从进程的角度来看，发生了以下几次内存访问：
- 从地址 128 获取指令；
- 执行指令（从地址 15KB 加载数据）；
- 从地址 132 获取命令；
- 执行命令（没有内存访问）；
- 从地址 135 获取指令；
- 执行指令（新值存入地址 15KB）。
从程序的角度来看，它的地址空间从 0 开始到 16KB 结束。它包含的所有内存引用都应该在这个范围内。然而，对虚拟内存来说，操作系统希望将这个进程地址空间放在物理内存的其他位置，并不一定从地址 0 开始。因此我们遇到了如下问题：怎样在内存中重定位这个进程，同时对该进程透明？怎么样提供一种虚拟地址空间从 0 开始的假象，而实际上地址空间位于另外某个物理地址？
下图展示了一个例子，说明这个进程的地址空间被放入物理内存后可能的样子。从图中可以看到，操作系统将第一块物理内存留给了自己，并将上述例子中的进程地址空间重定位到从 32KB 开始的物理内存地址。剩下的两块内存空闲（16～32KB 和 48～64KB）。
3、动态（基于硬件）重定位
为了更好地理解基于硬件的地址转换，先来讨论它的第一次应用。在 20 世纪 50 年代后期，它在首次出现的时分机器中引入，那时只是一个简单的思想，称为基址加界限机制，有时又称为动态重定位，我们将互换使用这两个术语。
具体来说，每个 CPU 需要两个硬件寄存器：基址（base）寄存器和界限（bound）寄存器。这组基址和界限寄存器，让我们能够将地址空间放在物理内存的任何位置，同时又能确保进程只能访问自己的地址空间。
采用这种方式，在编写和编译程序时假设地址空间从零开始。但是，当程序真正执行时，操作系统会决定其在物理内存中的实际加载地址，并将起始地址记录在基址寄存器中。在上面的例子中，操作系统决定加载在物理地址 32KB 的进程，因此将基址寄存器设置为这个值。
当进程运行时，有趣的事情发生了。现在，该进程产生的所有内存引用，都会被处理器通过以下方式转换为物理地址：
physical address = virtual address + base
补充：基于软件的重定位
在早期，在硬件支持重定位之前，一些系统曾经采用纯软件的重定位方式。基本技术被称为静态重定位，其中一个名为加载程序的软件接手将要运行的可执行程序，将它的地址重写到物理内存中期望的偏移位置。
例如，程序中有一条指令是从地址 1000 加载到寄存器（即 movl 1000，%eax），当整个程序的地址空间被加载到从 3000（不是程序认为的 0）开始的物理地址中，加载程序会重写指令中的地址（即 movl 4000, %eax），从而完成简单的静态重定位。
然而，静态重定位有许多问题，首先也是最重要的是不提供访问保护，进程中的错误地址可能导致对其他进程或操作系统内存的非法访问，一般来说，需要硬件支持来实现真正的访问保护。静态重定位的另一个缺点是一旦完成，稍后很难将内存空间重定位到其他位置。
进程中使用的内存引用都是虚拟地址，硬件接下来将虚拟地址加上基址寄存器中的内容，得到物理地址，再发给内存系统。
为了更好地理解，让我们追踪一条指令执行的情况。具体来看前面序列中的一条指令：
128: movl 0x0(%ebx), %eax
程序计数器首先被设置为 128。当硬件需要获取这条指令时，它先将这个值加上基址寄存器中的 32KB（32768），得到实际的物理地址 32896，然后硬件从这个物理地址获取指令。接下来，处理器开始执行该指令。这时，进程发起从虚拟地址 15KB 的加载，处理器同样将虚拟地址加上基址寄存器内容（32KB），得到最终的物理地址 47KB，从而获得需要的数据。
将虚拟地址转换为物理地址，这正是所谓的地址转换技术。也就是说，硬件取得进程认为它要访问的地址，将它转换成数据实际位于的物理地址。由于这种重定位是在运行时发生的，而且甚至可以在进程开始运行后改变其地址空间，这种技术一般被称为动态重定位。
在动态重定位的过程中，只有很少的硬件参与，但获得了很好的效果。一个基址寄存器将虚拟地址转换为物理地址，一个界限寄存器确保这个地址在进程地址空间的范围内。它们一起提供了既简单又高效的虚拟内存机制。
现在你可能会问，界限寄存器去哪了？不是基址加界限机制吗？正如你猜测的那样，界限寄存器提供了访问保护。在上面的例子中，界限寄存器被置为 16K B。如果进程需要访问超过这个界限或者为负数的虚拟地址，CPU 将触发异常，进程最终可能被终止。界限寄存器的用处在于，它确保了进程产生的所有地址都在进程的地址“界限”中。
这种基址寄存器配合界限寄存器的硬件结构是芯片中的（每个 CPU 一对）。有时我们将 CPU 的这个负责地址转换的部分统称为内存管理单元（Memory Management Unit，MMU）。随着我们开发更复杂的内存管理技术，MMU 也将有更复杂的电路和功能。
关于界限寄存器再补充一点，它通常有两种使用方式。在一种方式中，它记录地址空间的大小，硬件在将虚拟地址与基址寄存器内容求和前，就检查这个界限。另一种方式是界限寄存器中记录地址空间结束的物理地址，硬件在转化虚拟地址到物理地址之后才去检查这个界限。这两种方式在逻辑上是等价的。简单起见，在这里这里采用第一种方式。
3.1、转换示例
为了更好地理解基址加界限的地址转换的详细过程，来看一个例子。设想一个进程拥有 4KB 大小地址空间，它被加载到从 16KB 开始的物理内存中。一些地址转换结果见下表。
| 虚拟地址 | 物理地址 |
|---|---|
| 0 | 16KB |
| 1KB | 17KB |
| 3000 | 19384 |
| 4400 | 错误（越界） |
从例子中可以看到，通过基址加虚拟地址（可以看作是地址空间的偏移量）的方式，很容易得到物理地址。虚拟地址“过大”或者为负数时，会导致异常。
4、硬件支持：总结
总结一下需要的硬件支持。首先，正如在 CPU 虚拟化中提到的，需要两种 CPU 模式。操作系统在特权模式（内核模式），可以访问整个机器资源。应用程序在用户模式运行，只能做有限的操作。只要一个位，也许保存在处理器状态字中，就能说明当前的 CPU 运行模式。在一些特殊的时刻（如系统调用、异常或中断），CPU 会切换状态。
| 硬件要求 | 解释 |
|---|---|
| 内核模式 | 防止用户模式的进程执行特权操作 |
| 基址/界限寄存器 | 每个 CPU 需要一对寄存器来支持地址转换和界限检查 |
| 能够转换虚拟地址并检查是否越界 | 电路来完成转换和检查界限 |
| 修改基址/界限寄存器的特权指令 | 在用户程序运行前，操作系统必须能够设置这些值 |
| 注册异常处理程序的特权指令 | 操作系统必须告诉硬件，异常发生时应该执行哪些代码 |
| 能够触发异常 | 如果进程试图使用特权指令或访问越界的内存 |
硬件还必须提供基址和界限寄存器，因此每个 CPU 的内存管理单元都需要这两个额外的寄存器。用户程序运行时，硬件会转换每个地址，即将用户程序产生的虚拟地址加上基址寄存器的内容。硬件也必须能检查地址是否有用，通过界限寄存器和 CPU 内的一些电路来实现。
硬件应该提供一些特殊的指令，用于修改基址寄存器和界限寄存器，允许操作系统在切换进程时改变它们。这些指令是特权指令，只有在内核模式下，才能修改这些寄存器。想象一下，如果用户进程在运行时可以随意更改基址寄存器，那么用户进程可能会造成严重破坏。
最后，在用户程序尝试非法访问内存（越界访问）时，CPU 必须能够产生异常。在这种情况下，CPU 应该阻止用户程序的执行，并安排操作系统的“越界”异常处理程序去处理。操作系统的处理程序会做出正确的响应，比如在这种情况下终止进程。类似地，如果用户程序尝试修改基址或者界限寄存器时，CPU 也应该产生异常，并调用“用户模式尝试执行特权指令”的异常处理程序。CPU 还必须提供一种方法，来通知它这些处理程序的位置，因此又需要另一些特权指令。
5、操作系统的问题
为了支持动态重定位，硬件添加了新的功能，使得操作系统有了一些必须处理的新问题。硬件支持和操作系统管理结合在一起，实现了一个简单的虚拟内存。具体来说，在一些关键的时刻操作系统需要介入，以实现基址和界限方式的虚拟内存，如下表所示。
| 操作系统的要求 | 解释 |
|---|---|
| 内存管理 | 1. 需要为新进程分配内存；2. 从终止的进程回收内存；3. 一般通过空闲链表来管理内存 |
| 基址界限管理 | 必须在上下文切换时正确设置基址界限寄存器 |
| 异常处理 | 当异常发生时执行的代码，可能的动作是终止犯错的进程 |
第一，在进程创建时，操作系统必须采取行动，为进程的地址空间找到内存空间。由于我们假设每个进程的地址空间小于物理内存的大小，并且大小相同，这对操作系统来说很容易。它可以把整个物理内存看作一组槽块，标记了空闲或已用。当新进程创建时，操作系统检索这个数据结构（常被称为空闲链表，free list），为新地址空间找到位置，并将其标记为已用。
第二，在进程终止时（正常退出，或因行为不端被强制终止），操作系统也必须做一些工作，回收它的所有内存，给其他进程或者操作系统使用。在进程终止时，操作系统会将这些内存放回到空闲链表，并根据需要清除相关的数据结构。
第三，在上下文切换时，操作系统也必须执行一些额外的操作。每个 CPU 毕竟只有一个基址寄存器和一个界限寄存器，但对于每个运行的程序，它们的值都不同，因为每个程序被加载到内存中不同的物理地址。因此，在切换进程时，操作系统必须保存和恢复基础和界限寄存器。具体来说，当操作系统决定中止当前的运行进程时，它必须将当前基址和界限寄存器中的内容保存在内存中，放在某种每个进程都有的结构中，如进程结构或进程控制块中。类似地，当操作系统恢复执行某个进程时（或第一次执行），也必须给基址和界限寄存器设置正确的值。
需要注意，当进程停止时（即没有运行），操作系统可以改变其地址空间的物理位置，这很容易。要移动进程的地址空间，操作系统首先让进程停止运行，然后将地址空间拷贝到新位置，最后更新保存的基址寄存器（在进程结构中），指向新位置。当该进程恢复执行时，它的（新）基址寄存器会被恢复，它再次开始运行，显然它的指令和数据都在新的内存位置了。
第四，操作系统必须提供异常处理程序，或要一些调用的函数，像上面提到的那样。操作系统在启动时加载这些处理程序（通过特权命令）。例如，当一个进程试图越界访问内存时，CPU 会触发异常。在这种异常产生时，操作系统必须准备采取行动。通常操作系统会做出充满敌意的反应：终止错误进程。操作系统应该尽力保护它运行的机器，因此它不会对那些企图访问非法地址或执行非法指令的进程客气。
下图按时间线展示了大多数硬件与操作系统的交互。可以看出，操作系统在启动时做了什么，为我们准备好机器，然后在进程 A 开始运行时发生了什么。请注意，地址转换过程完全由硬件处理，没有操作系统的介入。在这个时候，发生时钟中断，操作系统切换到进程 B 运行，它执行了“错误的加载”（对一个非法内存地址），这时操作系统必须介入，终止该进程，清理并释放进程 B 占用的内存，将它从进程表中移除。从表中可以看出，仍然遵循受限直接访问的基本方法，大多数情况下，操作系统正确设置硬件后，就任凭进程直接运行在 CPU 上，只有进程行为不端时才介入。
6、小结
本章通过虚拟内存使用的一种特殊机制，即地址转换，扩展了受限直接访问的概念。利用地址转换，操作系统可以控制进程的所有内存访问，确保访问在地址空间的界限内。这个技术高效的关键是硬件支持，硬件快速地将所有内存访问操作中的虚拟地址（进程自己看到的内存位置）转换为物理地址（实际位置）。所有的这一切对进程来说都是透明的，进程并不知道自己使用的内存引用已经被重定位，制造了美妙的假象。
我们还看到了一种特殊的虚拟化方式，称为基址加界限的动态重定位。基址加界限的虚拟化方式非常高效，因为只需要很少的硬件逻辑，就可以将虚拟地址和基址寄存器加起来，并检查进程产生的地址没有越界。基址加界限也提供了保护，操作系统和硬件的协作，确保没有进程能够访问其地址空间之外的内容。保护肯定是操作系统最重要的目标之一。没有保护，操作系统不可能控制机器。
遗憾的是，这个简单的动态重定位技术有效率低下的问题。例如，在第 2 张图中，重定位的进程使用了从 32KB 到 48KB 的物理内存，但由于该进程的栈区和堆区并不很大，导致这块内存区域中大量的空间被浪费。这种浪费通常称为内部碎片，指的是已经分配的内存单元内部有未使用的空间（即碎片），造成了浪费。所以，我们需要更复杂的机制，以便更好地利用物理内存，避免内部碎片。第一次尝试是将基址加界限的概念稍稍泛化，得到分段的概念，将在接下来的主题中讨论。
赏
