在实现内存虚拟化时，我们追求与 CPU 虚拟化类似的 受限直接访问（LDE） 策略，旨在平衡 高效、控制 与 灵活性：
- 高效：利用硬件支持（如寄存器、TLB、页表）实现快速地址转换。
- 控制：操作系统确保进程只能访问自身的地址空间，实现内存保护。
- 灵活性：允许程序以任意方式访问其地址空间，简化编程模型。
核心问题如何高效、灵活地虚拟化内存，同时保持对应用程序内存访问的严密控制？
基于硬件的地址转换
地址转换（Address Translation） 是实现内存虚拟化的通用技术，是对 LDE 的补充：
- 硬件职责：在每次内存引用（取指、读写数据）时，自动将指令中的 虚拟地址（Virtual Address） 转换为 物理地址（Physical Address）。
- OS 职责：在关键点介入，管理内存分配（记录空闲与占用），并正确配置硬件以执行转换。
通过软硬结合，系统为每个程序创造了拥有“私有内存”的假象，而底层则是多个程序在安全、高效地共享物理内存。
初始假设
为了简化讨论，我们先对地址空间做如下假设（后续会逐步放宽）：
- 连续性：进程的地址空间必须连续地存放在物理内存中。
- 大小受限：地址空间小于物理内存总量。
- 固定大小：每个进程的地址空间大小完全相同。
实例解析
设想一段简单的 C 代码及其对应的 x86 汇编：
void func() {
int x;
x = x + 3; // 目标代码
}128: movl 0x0(%ebx), %eax ; 将 [ebx] 加载到 eax
132: addl $0x03, %eax ; eax += 3
135: movl %eax, 0x0(%ebx) ; 将 eax 存回 [ebx]从进程视角看，发生了以下内存访问：
- 取指：从地址 128、132、135 获取指令。
- 数据访问：从地址 15KB 加载数据，处理后再存回 15KB。
介入（Interposition）的价值介入是指在接口之间增加一层处理逻辑。在虚拟内存中，硬件介入每次内存访问，将虚拟地址透明地转换为物理地址。这种透明性使得程序无需修改即可运行在不同的物理位置。
重定位挑战
虽然程序认为自己的地址空间从 0 开始到 16KB 结束，但操作系统可能将其放置在物理内存的任何位置（例如从 32KB 开始）。
核心挑战如何在对进程透明的前提下，在物理内存中重定位进程，并维持“地址空间从 0 开始”的假象？
动态重定位（基址加界限）
基址加界限（Base and Bound） 机制，又称 动态重定位（Dynamic Relocation），通过硬件寄存器实现地址转换：
地址转换公式
每次内存引用时，硬件按如下方式转换地址：
物理地址 = 虚拟地址 + 基址访问保护
硬件在转换前（或转换后）会检查：0 <= 虚拟地址 < 界限。若超出范围，CPU 将触发异常并终止进程。
静态重定位（软件实现）
在硬件支持前，曾使用 静态重定位：由加载程序（Loader）在运行时修改指令中的地址。
- 缺点：缺乏访问保护（进程可越界访问）；一旦加载，难以在内存中移动。
转换示例
设进程地址空间为 4KB，加载到物理地址 16KB 处（基址=16KB，界限=4KB）：
| 虚拟地址 | 物理地址 | 说明 | |
|---|---|---|---|
| 0 | 16KB | 基址 + 0 | |
| 1KB | 17KB | 基址 + 1024 | |
| 3000 | 19384 | 基址 + 3000 | |
| 4400 | 错误（越界） | 4400 > 4KB |
硬件角色：MMU
负责地址转换的硬件单元统称为 内存管理单元（Memory Management Unit, MMU）。随着技术演进，MMU 的功能会变得更加复杂。
空闲列表（Free List）操作系统使用 空闲列表 记录当前未使用的物理内存范围，以便为新进程分配空间。
硬件支持：总结
实现地址转换需要以下硬件支持：
| 硬件要求 | 解释 |
|---|---|
| 特权模式 | 防止用户进程执行特权操作 |
| 基址/界限寄存器 | 每个 CPU 需要一对寄存器支持地址转换和界限检查 |
| 地址转换与越界检查电路 | 快速完成 物理地址 = 虚拟地址 + 基址 并检查 虚拟地址 < 界限 |
| 修改基址/界限的特权指令 | 仅允许操作系统在切换进程时设置这些值 |
| 注册异常处理程序的特权指令 | 允许操作系统告知硬件异常发生时的处理代码位置 |
| 触发异常的能力 | 当进程试图执行特权指令或越界访问内存时触发 |
MMU（内存管理单元）通过基址寄存器实现重定位，通过界限寄存器确保进程隔离。任何非法访问都会触发 CPU 异常，交由操作系统的异常处理程序（exception handler）处理（通常是终止进程）。
操作系统的问题
操作系统在以下关键时刻介入管理：
- 进程创建：在物理内存中寻找空闲槽块（通过空闲列表 free list 管理），分配空间并标记为已用。
- 进程终止：回收内存，将其放回空闲列表。
- 上下文切换：在 PCB（进程控制块）中保存和恢复基址与界限寄存器的值。
- 异常处理：提供并加载处理程序，对违规进程采取行动（如终止进程）。
下面这个表展示了硬件与操作系统在受限直接访问（LDE）框架下的交互流程：
| 操作系统 @ 启动（内核模式） | 硬件 | 程序（用户模式） |
|---|---|---|
| 初始化陷阱表 | 记住系统调用/异常处理程序地址 | |
| 启动时钟中断 | 设置时钟中断周期 | |
| 初始化进程表与空闲列表 | ||
| 操作系统 @ 运行（核心模式） | 硬件 | 程序（用户模式） |
| 启动进程 A：分配内存、设置基址/界限、从陷阱返回 | 恢复寄存器、切到用户模式、跳至 PC | |
| 进程 A 运行 | ||
| 转换虚拟地址、检查界限、执行加载/保存 | ||
| 时钟中断：切到内核模式、跳至处理程序 | ||
| 上下文切换：保存 A 的寄存器/基址/界限；恢复 B 的相应值；从陷阱返回 | ||
| 恢复 B 的寄存器、切到用户模式、跳至 PC | ||
| 进程 B 运行：执行错误加载 | ||
| 加载越界：触发陷阱、切到内核模式 | ||
| 处理异常：终止进程 B、回收内存、更新进程表 |
小结
基址加界限（动态重定位）通过硬件支持实现了高效的地址转换和内存保护，对进程完全透明。
然而，该技术存在内部碎片（internal fragmentation）问题：由于必须将整个地址空间分配在固定大小的物理槽块中，进程内部未使用的空间（如栈和堆之间的空隙）会被白白浪费。为了提高内存利用率，我们需要更复杂的机制，如接下来的分段（segmentation）。