操作系统实战45讲笔记 -06 程序中的地址如何转换

虚拟地址

每个应用程序的虚拟地址空间都是相同且独立的。

虚拟地址是由链接器产生的。开发软件经过编译步骤后，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。

这个地址是虚拟而统一的，而根据操作系统的不同，这个虚拟地址空间的定义也许不同，应用软件开发人员无需关心，由开发工具链给自动处理了。由于这虚拟地址是独立且统一的，所以各个公司开发的各个应用完全不用担心自己的内存空间被占用和改写。

物理地址

虚拟地址只是逻辑上存在的地址，无法作用于硬件电路的，程序装进内存中想要执行，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。

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。

地址总线上的信号（即物理地址），也可以选择到别的设备中的储存单元，如显卡中的显存、I/O 设备中的寄存器、网卡上的网络帧缓存器。不过如果不做特别说明，我们说的物理地址就是指选择内存单元的地址。

虚拟地址到物理地址的转换

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。如下图所示：

上图中展示了 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。

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。

下面来看看分页模型框架，如下图所示：

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。根据实现方式的不同，MMU 可以是独立的芯片，也可以是集成在其它芯片内部的，比如集成在 CPU 内部，x86、ARM 系列的 CPU 就是将 MMU 集成在 CPU 核心中的。

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。

程序代码中的虚拟地址，经过 CPU 的分段机制产生了线性地址，平坦模式和长模式下线性地址和虚拟地址是相等的。

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，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。在这里又把线性地址叫做虚拟地址，虚拟地址和线性地址在很多时候没有严格的区分。在这里又把线性地址叫做虚拟地址，虚拟地址和线性地址在很多时候没有严格的区分。

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，

以x86 CPU 上的分页模式为例，保护模式下只有 32 位地址空间，最多 4GB-1 大小的空间。根据前面得知 32 位虚拟地址经过分段机制之后得到线性地址，又因为通常使用平坦模式，所以线性地址和虚拟地址是相同的。

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。(注：页目录索引：占10bit，所以只能包含1024个条目 页表索引：同样占10bit，所以也只能包含1024个条目 页内偏移：占12bit，2的12次方对应4kb，代表每个物理页占4kb)

上图中 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。下图是分页模式下的 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

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(注： 1024*4MB=4096MB)，如下图所示。

CR3和页表项的格式如下图：

页表项依然是4字节32位，只需高10位来保存物理页面的基地址即可(2^10=1024）。为了兼容 4MB 页表项，低 8 位和 4KB 页表项一样，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

开启长模式，必须同时开启分页模式。长模式弱化了分段模式，分段模式不适应在现代OS和app的发展。

长模式下的虚拟地址必须等于线性地址且为 64 位。长模式下通常有4KB和2MB大小的页。

长模式下的分页——4KB 页

4KB 64位虚拟地址由6个分段组成，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。

顶级页目录项、页目录指针、页目录、页表各占4KB大小，各有512个条目，每个条目8B(64bit)。（4KB/512=8B）

CR3是 64 位的 CPU 的寄存器，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。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。

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，如图：

顶级页目录项-->页目录指针页-->页目录页-->页表页--> 4KB 大小的物理页。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

该模式下，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、页目录项各占有4KB大小，各有512个条目，每条目8B 64bit

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

CPU 进入保护模式或者长模式 --> 开启MMU --> 使用分页模式。

开启MMU步骤：

1. CPU进入保护模式或者长模式

2.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。

3. 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

# 开启 保护模式和分页模式

mov eax, cr0
bts eax, 0    #CR0.PE =1
bts eax, 31   #CR0.P = 1
mov cr0, eax 

MMU 地址转换失败

MMU地址存在转换失败的可能，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。

失败后，MMU执行的操作如下：

1. MMU地址转换地址。

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。

总结

a. 多道程序同时运行有很多问题，内存需要隔离和保护。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。

b. 虚拟地址必须转换成物理地址，才能在硬件上执行。为了执行这个转换过程，才开发出了 MMU（内存管理单元），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。

c. x86 CPU 上的 MMU 在其保护模式和长模式下提供 4KB、2MB、4MB 等页面转换方案

思考题：操作系统是如何对应用程序的地址空间进行隔离的？

参考答案：

使用虚拟地址。在保护模式下，每个进程独占4GB的内存空间，可以在权限允许的情况下进行任意内存地址的访问，但是这4GB内存空间只是逻辑上的，最终虚拟地址通过MMU和页表转换为物理地址，完成了地址空间上的隔离，保证最后不会存在地址上的冲突。，但是多个进程也是可以共享某个页表，这也是进程通信(IPC)的根本手段。

参考资料

彭东-操作系统实战45讲