《操作系统导论》第15章 | 地址转换

为了高效地实现内存虚拟化，并提供应用程序所需的灵活性，我们利用基于硬件的地址转换技术。通过该技术，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物理内存中实际的位置。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。

假设

我们对内存虚拟化的第一次尝试非常简单，先假设用户的地址空间必须连续地放在物理内存中。为了简单，我们假设地址空间不是很大，即小于物理内存。最后，假设每个地址空间的大小完全一样。在后续章节的讨论中，，我们会逐步地放宽这些假设，从而得到现实的内存虚拟化。

一个例子

为了更好地理解地址转换，我们先来看一个例子。假设我们有如下代码，它从内存中加载一个值，对它加3，再将它放回内存。

void func() {
    int x = 3000;
    x = x + 3;
    ...
}

编译器将这段代码转化为汇编语句，可能像下面这样。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。

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

假设该进程的地址空间如下所示，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，变量x的值位于地址15KB，其初始值为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。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）。

基址/界限机制

20世纪50年代后期，基于硬件的地址转换在首次出现的时分机器中引入。那时只是一个简单的思想，被称为基址/界限机制，有时又称为动态重定位。具体来说，每个CPU需要两个硬件寄存器：基址寄存器和界限寄存器。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。

进程运行时所产生的所有内存引用，都会被处理器通过虚拟地址加上基址的方式转化为物理地址。举例来说，对于指令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。

界限寄存器为地址空间提供了访问保护。在上面的例子中，界限寄存器被置为16KB。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。界限寄存器通常有两种使用方式。在一种方式中（像上面那样），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，我们这里假设采用第一种方式。

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。

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，我们来看一个例子。假设一个进程拥有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图。

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。

硬件支持

现在来总结一下需要的硬件支持（见下表）。首先，正如在CPU虚拟化的章节中提到的，我们需要两种CPU模式。操作系统在特权模式（或内核模式），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
特权模式	需要，以防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它是否越界	电路完成转换和检查界限
修改基址/界限寄存器的特权指令	在让用户程序运行之前，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，如果异常发生，那么执行哪些代码
能够触发异常	如果进程驶入使用特权指令或越界的内存

硬件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，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。硬件也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。

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。

操作系统的要求

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，见下表。

硬件要求	解释
内存管理	需要为新进程分配内存 从终止的进程回收内存 一般通过空闲列表管理内存
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

在进程创建时，操作系统必须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，为新地址空间找到位置，并将其标记为已用。我们将在后续章节中讨论地址空间可变的情况。在进程终止时，操作系统会将这些内存放回到空闲列表，并根据需要清除相关的数据结构。

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。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（Process Control Block，PCB）中。类似地，当操作系统恢复执行或第一次执行某个进程时，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。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，最后更新保存在PCB中的基址寄存器，令指向新位置。当该进程恢复执行时，新的基址寄存器会被恢复，它再次开始运行。

此外，操作系统必须提供异常处理程序。操作系统在启动时通过特权命令加载这些处理程序。例如，当一个进程试图进行越界访问内存时，CPU会触发异常。在这种异常产生时，操作系统的反应是终止错误进程。操作系统应该尽力保护它运行的机器，因此它不会容忍那些企图访问非法地址或执行非法指令的进程。

下面两幅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（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。从图中可以看出，我们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。