操作系统 -- 虚拟地址与物理地址

为什么需要虚拟地址

(多程序并发场景)如果一台计算机内存中运行一个程序A，内存中又放了一道程序B，程序A和程序B各自运行一秒，如此循环，直到其中之一结束，这个场景下就会产生一些问题(此处只关心内存相关的几个核心问题)

  • 1、谁来保证程序A跟程序B没有内存地址的冲突？换句话说，就是程序 A、B 各自放在什么内存地址，这个问题是由 A、B 程序协商，还是由操作系统决定
  • 2、怎么保证程序A跟程序B不会互相读写各自的内存空间？用保护模式就能解决。
  • 3、如何解决内存容量问题？程序 A 和程序 B，在不断开发迭代中程序代码占用的空间会越来越大，导致内存装不下。
  • 4、还要考虑一个扩展后的复杂情况，如果不只程序 A、B，还可能有程序 C、D、E、F、G……它们分别由不同的公司开发，而每台计算机的内存容量不同。这时候，又对我们的内存方案有怎样的影响呢？

要想完美的解决以上最核心的4个问题，一个较好的方案是：让所有的程序都各自享有一个从0开始到最大地址的空间，这个地址空间是独立的，是该程序私有的，其它程序既看不到，也不能访问该地址空间，找个地地址空间和其他程序无关，和具体的计算机也无关，这个方案就是虚拟地址。

发现多道程序同时运行有很多问题，都是内存相关的问题，内存需要隔离和保护。从而提出了虚拟地址与物理地址分离，让应用程序从实际的物理内存中解耦出来。

虚拟地址

虚拟地址是逻辑上存在的一个数据值。
可以使用objdump工具反汇编上节的Hello World二进制文件，就会得到如下的代码片段：

00000000000004e8 <_init>:
 4e8:  48 83 ec 08            sub    $0x8,%rsp
 4ec:  48 8b 05 f5 0a 20 00   mov    0x200af5(%rip),%rax        # 200fe8 <__gmon_start__>
 4f3:  48 85 c0               test   %rax,%rax
 4f6:  74 02                  je     4fa <_init+0x12>
 4f8:  ff d0                  callq  *%rax
 4fa:  48 83 c4 08            add    $0x8,%rsp
 4fe:  c3                     retq

上述代码中，左边第一列数据就是虚拟地址，第三列中是程序指令，如：“mov 0x200af5(%rip),%rax，je 4fa，callq *%rax”指令中的数据都是虚拟地址。

PS:
那这个虚拟地址是谁产生了呢？

答案是链接器，在开发软件经过编译步骤之后，就需要链接成可执行文件才可以运行，而链接器的主要工作就是把多个代码模块组装在一起，并解决模块之间的引用，即处理程序代码间的地址引用，形成程序运行的静态内存空间视图。

物理地址

虽然虚拟地址解决了很多问题，但虚拟地址毕竟只是逻辑上存在的地址，无法作用于硬件电路上，程序装进内存中需要执行，就需要和内存打交道，从内存中取得指令和数据，而内存只认一种地址，那就是物理地址

PS：什么是物理地址呢？

物理地址在逻辑上也是一个数据，只不过这个数据会被地址译码器等电子器件变成电子信号，放在地址总线上，地址总线电子信号的各种组合就可以选择到内存的储存单元了。

虚拟地址到物理地址的转换

明白了虚拟地址和物理地址之后，发现虚拟地址必须转换成物理地址，这样程序才能正常执行。要转换必须要转换结构，它相当于一个函数：p=f(v)，输入虚拟地址 v，输出物理地址 p。

PS：要怎么实现这个函数呢？
用软件方式实现太低效，用硬件实现没有灵活性，最终就用了软硬件结合的方式实现，它就是 MMU（内存管理单元）。MMU 可以接受软件给出的地址对应关系数据，进行地址转换。

逻辑上的MMU工作原理框架图：

上图中展示MMU通过地址关系转换表，将 0x80000~0x84000 的虚拟地址空间转换成 0x10000~0x14000 的物理地址空间，而地址关系转换表本身则是放物理内存中的。

系统设计者最后采用一个折中的方案，即把虚拟地址空间和物理地址空间都分成同等大小的块，也称为页，按照虚拟页和物理页进行转换。根据软件配置不同，这个页的大小可以设置为 4KB、2MB、4MB、1GB，这样就进入了现代内存管理模式——分页模型。
分页模型框架：

结合图片可以看出，一个虚拟页可以对应到一个物理页，由于页大小一经配置就是固定的，所以在地址关系转换表中，只要存放虚拟页地址对应的物理页地址就行了。

MMU

MMU 即内存管理单元，是用硬件电路逻辑实现的一个地址转换器件，它负责接受虚拟地址和地址关系转换表，以及输出物理地址。
MMU增加了转换的灵活性，它的实现方式是硬件执行转换过程，但又依赖于软件提供的地址转换表。

x86 CPU 要想开启 MMU，就必须先开启保护模式或者长模式，实模式下是不能开启 MMU 的。
由于保护模式的内存模型是分段模型，它并不适合于 MMU 的分页模型，所以我们要使用保护模式的平坦模式，这样就绕过了分段模型。这个平坦模型和长模式下忽略段基址和段长度是异曲同工的。地址产生的过程如下所示。

如果不开启 MMU，在保护模式下可以关闭 MMU，这个线性地址就是物理地址。因为长模式下的分段弱化了地址空间的隔离，所以开启 MMU 是必须要做的，开启 MMU 才能访问内存地址空间。

MMU页表

页表：它描述了虚拟地址到物理地址的转换关系，也可以说是虚拟页到物理页的映射关系，所以称为页表。
为了增加灵活性和节约物理内存空间（因为页表是放在物理内存中的），所以页表中并不存放虚拟地址和物理地址的对应关系，只存放物理页面的地址，MMU 以虚拟地址为索引去查表返回物理页面地址，而且页表是分级的，总体分为三个部分：一个顶级页目录，多个中级页目录，最后才是页表，逻辑结构图如下.

从上面可以看出，一个虚拟地址被分成从左至右四个位段。第一个位段索引顶级页目录中一个项，该项指向一个中级页目录，然后用第二个位段去索引中级页目录中的一个项，该项指向一个页目录，再用第三个位段去索引页目录中的项，该项指向一个物理页地址，最后用第四个位段作该物理页内的偏移去访问物理内存。这就是 MMU 的工作流程。

保护模式下的分页

分页模式原理的，分页模式的灵活性、通用性、安全性，是现代操作系统内存管理的基石，更是事实上的标准内存管理模型，现代商用操作系统都必须以此为基础实现虚拟内存功能模块。

保护模式下的分页大小通常有两种，一种是 4KB 大小的页，一种是 4MB 大小的页。分页大小的不同，会导致虚拟地址位段的分隔和页目录的层级不同，但虚拟页和物理页的大小始终是等同的。

保护模式下的分页——4KB 页

该分页方式下，32 位虚拟地址被分为三个位段：页目录索引、页表索引、页内偏移，只有一级页目录，其中包含 1024 个条目 ，每个条目指向一个页表，每个页表中有 1024 个条目。其中一个条目就指向一个物理页，每个物理页 4KB。这正好是 4GB 地址空间。如下图所示。

图中 CR3 就是 CPU 的一个 32 位的寄存器，MMU 就是根据这个寄存器找到页目录的。下面，我们看看当前分页模式下的 CR3、页目录项、页表项的格式。

可以看到，页目录项、页表项都是 4 字节 32 位，1024 个项正好是 4KB（一个页），因此它们的地址始终是 4KB 对齐的，所以低 12 位才可以另作它用，形成了页面的相关属性，如是否存在、是否可读可写、是用户页还是内核页、是否已写入、是否已访问等。

保护模式下的分页——4MB 页

该分页方式下，32 位虚拟地址被分为两个位段：页表索引、页内偏移，只有一级页目录，其中包含 1024 个条目。其中一个条目指向一个物理页，每个物理页 4MB，正好为 4GB 地址空间，如下图所示。

CR3 还是 32 位的寄存器，只不过不再指向顶级页目录了，而是指向一个 4KB 大小的页表，这个页表依然要 4KB 地址对齐，其中包含 1024 个页表项，格式如下图。

可以发现，4MB 大小的页面下，页表项还是 4 字节 32 位，但只需要用高 10 位来保存物理页面的基地址就可以。因为每个物理页面都是 4MB，所以低 22 位始终为 0，为了兼容 4MB 页表项低 8 位和 4KB 页表项一样，只不过第 7 位变成了 PS 位，且必须为 1，而 PAT 位移到了 12 位。

长模式下的分页

如果开启了长模式，则必须同时开启分页模式，因为长模式弱化了分段模型，而分段模型也确实有很多不足，不适应现在操作系统和应用软件的发展。

同时，长模式也扩展了 CPU 的位宽，使得 CPU 能使用 64 位的超大内存地址空间。所以，长模式下的虚拟地址必须等于线性地址且为 64 位。长模式下的分页大小通常也有两种，4KB 大小的页和 2MB 大小的页。

长模式下的分页大小通常也有两种，4KB 大小的页和 2MB 大小的页。

长模式下的分页——4KB 页

该分页方式下，64 位虚拟地址被分为 6 个位段，分别是：保留位段，顶级页目录索引、页目录指针索引、页目录索引、页表索引、页内偏移，顶级页目录、页目录指针、页目录、页表各占有 4KB 大小，其中各有 512 个条目，每个条目 8 字节 64 位大小，如下图所示。

上面图中 CR3 已经变成 64 位的 CPU 的寄存器，它指向一个顶级页目录，里面的顶级页目项指向页目录指针，依次类推。需要注意的是，虚拟地址 48 到 63 这 16 位是根据第 47 位来决定的，47 位为 1，它们就为 1，反之为 0，这是因为 x86 CPU 并没有实现全 64 位的地址总线，而是只实现了 48 位，但是 CPU 的寄存器却是 64 位的。
当前分页模式下的 CR3、顶级页目录项、页目录指针项、页目录项、页表项的格式，可参考：

顶级页目录项指向页目录指针页，页目录指针项指向页目录页，页目录项指向页表页，页表项指向一个 4KB 大小的物理页，各级页目录项中和页表项中依然存在各种属性位，这在图中已经说明。其中的 XD 位，可以控制代码页面是否能够运行。

长模式下的分页——2MB 页

在这种分页方式下，64 位虚拟地址被分为 5 个位段 ：保留位段、顶级页目录索引、页目录指针索引、页目录索引，页内偏移，顶级页目录、页目录指针、页目录各占有 4KB 大小，其中各有 512 个条目，每个条目 8 字节 64 位大小。

长模式下 2MB 和 4KB 分页的区别是，2MB 分页下是页目录项直接指向了 2MB 大小的物理页面，放弃了页表项，然后把虚拟地址的低 21 位作为页内偏移，21 位正好索引 2MB 大小的地址空间。

2MB 分页模式下的 CR3、顶级页目录项、页目录指针项、页目录项的格式，格式如下图。

开启 MMU

要使用分页模式就必先开启 MMU，但是开启 MMU 的前提是 CPU 进入保护模式或者长模式，开启 CPU 这两种模式的方法，来开启 MMU，步骤如下：

    1. 使 CPU 进入保护模式或者长模式。
    1. 准备好页表数据，这包含顶级页目录，中间层页目录，页表，假定我们已经编写了代码，在物理内存中生成了这些数据。
    1. 把顶级页目录的物理内存地址赋值给 CR3 寄存器。
mov eax, PAGE_TLB_BADR ;页表物理地址
mov cr3, eax
  • 4、设置 CPU 的 CR0 的 PE 位为 1，这样就开启了 MMU。

MMU 地址转换失败

MMU 的主要功能是根据页表数据把虚拟地址转换成物理地址，但有没有可能转换失败？绝对有可能，例如，页表项中的数据为空，用户程序访问了超级管理者的页面，向只读页面中写入数据。这些都会导致 MMU 地址转换失败。

MMU 地址转换失败了怎么办呢？失败了既不能放行，也不是 reset，MMU 执行的操作如下。

  • 1.MMU 停止转换地址。
  • 2.MMU 把转换失败的虚拟地址写入 CPU 的 CR2 寄存器。
  • 3.MMU 触发 CPU 的 14 号中断，使 CPU 停止执行当前指令。
  • 4.CPU 开始执行 14 号中断的处理代码，代码会检查原因，处理好页表数据返回。
  • 5.CPU 中断返回继续执行 MMU 地址转换失败时的指令。
posted @ 2022-05-22 22:10  牛犁heart  阅读(2292)  评论(0)  编辑  收藏  举报