Runguo Li

Runguo Li

M.S. student in Information Science @ UIUC, advised by Prof. Minjia Zhang. Working on ML systems for large-scale models: MoE inference and expert streaming, distributed training and rollout, GPU compiler correctness.

Lecture 13–14: 虚拟内存（Virtual Memory）

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Lecture 13–14: 虚拟内存（Virtual Memory）

概述

本讲把虚拟化思想应用到内存：让多个进程共享同一物理内存，同时获得多任务、透明、隔离与效率。我们沿历史演进：单任务 → 加载时重定位 → 基址/界限（base and bound）（第一个硬件 MMU）→ 分段（segmentation），理解每步解决什么问题、又留下什么局限，为下一讲的分页（paging）铺路。

核心概念与系统机制图解

内存共享的目标（Lecture 13 的评分表）

| 目标 | 含义 | | :— | :— | | 多任务（Multitasking） | 多个进程可同时驻留内存 | | 透明（Transparency） | 进程察觉不到共享——每个进程都像独占内存 | | 隔离（Isolation） | 进程不能破坏彼此或 OS | | 效率（Efficiency） | 共享不严重损害 CPU 与内存效率 |

演进路线与评分

单任务(批处理/MS-DOS)      加载时重定位             基址/界限(MMU)
OS 独占高地址, 一次一程序    加载器像链接器一样改地址   硬件寄存器: base + bound
多任务 ✗  透明 ✗  隔离 ✗     多任务 ✓  透明 ✗  隔离 ✗  多任务 ✓  透明 ✓  隔离 ✓
效率 ✓                     效率 ✓(但碎片/无法增长)   效率 ✓
  局限: 不能共享, 坏程序     局限: 尺寸静态声明、       局限: 每进程一个连续区域,
  能破坏 OS                 无隔离、碎片化、不能移动    不支持共享/只读代码、碎片化

动态地址翻译（Dynamic Address Translation）

  • 核心思想：程序看到的是虚拟地址空间（virtual address space），硬件 MMU 在每次内存访问时把它翻译成物理地址空间（physical address space）中的地址。
    CPU ──虚拟地址──► MMU ──物理地址──► 内存
                │
                └─(同时检查越界/保护)
  • 每个进程有独立的虚拟地址空间（都从 0 开始）；物理地址空间被 OS 划分给各进程。

基址/界限（Base and Bound）MMU

两个硬件寄存器:
  Base  = 进程在物理内存中的起始位置
  Bound = 进程虚拟地址空间的大小
每次访问(并行完成):
  物理地址 = 虚拟地址 + Base
  若 虚拟地址 >= Bound → 越界故障(fault)

示例：虚拟地址 140，Base=6000 → 物理地址 6140；程序里所有地址（PC、SP、数据引用）都经 MMU 加上 Base，程序本身无需重定位——这就是”动态”重定位。

进程 ⇔ OS 切换时的地址翻译

  • OS 运行时关闭地址翻译（虚拟地址 = 物理地址），通过处理器状态寄存器（PSR）的位控制”翻译开/关、用户/内核模式”。
  • 陷入（trap）OS 时原子地：保存程序计数器 → 跳到中断向量（interrupt vector）指向的 OS 入口 → 关闭翻译与用户模式。
  • 从 trap 返回时原子地：恢复翻译与用户模式 → 恢复保存的 PC。

分段（Segmentation）：多个区域

  • 动机：一个连续区域不够用——程序由代码、数据、栈等多段组成，需要分别管理（分别增长、交换、共享、保护）。
  • 机制：段表（segment map），每段有 base、bound、保护位（如代码段只读）。
    段表(每进程):
 段号  类型    Base    Bound  保护
 0     Code   1000    1000    R/O
 1     Data   3000    2000    R/W
 2     Stack  8000    2000    R/W
地址高位选段, 低位是段内偏移; 或由指令类型隐式选段(x86 段前缀)
  • 优点：各段独立增长/交换、可移动压缩消除碎片、可共享（共享代码段）。
  • 缺点：段数量固定仍有限制（无法 mmap 文件）；变长段仍有碎片；地址空间划分僵化。

代码示例与系统调用解说

示例：查看进程的虚拟内存布局（Linux /proc）

# 编译并运行一个简单程序
./myprogram &
# 查看其虚拟地址空间布局
cat /proc/$!/maps
# 输出示例 (每行: 虚拟地址范围  权限  偏移  设备   inode  路径)
# 00400000-00401000 r-xp 00000000 08:01 12345 /home/user/myprogram   ← 代码段(只读可执行)
# 00600000-00601000 r--p 00000000 08:01 12345 /home/user/myprogram   ← 数据段(只读)
# 00601000-00602000 rw-p 00001000 08:01 12345 /home/user/myprogram   ← 数据段(可写)
# 7ffc00000000-7ffc00021000 rw-p 00000000 00:00 0 [stack]           ← 栈
# 7f0000000000-7f0000020000 r-xp ... /lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6 ← 共享库代码
# ... [heap] ...

【代码做了什么？】 /proc/<pid>/maps 打印进程虚拟地址空间中每个映射（代码、数据、堆、栈、共享库）的虚拟地址范围与权限。

【系统机制透视】

  • 这就是”虚拟地址空间”的真实面貌：进程”以为”自己独占从 0x0 到 0x7fffffffffff 的地址空间，但物理内存中这些页可以散布在任何位置（分页，下一讲）。
  • 权限位（r-x、rw-p）就是 MMU 执行保护检查的依据：试图写入只读页会触发段错误（segmentation fault）——隔离与保护正是这样硬件化的。
  • 共享库出现在每个进程同一虚拟地址（如 libc），物理上只有一份——分段/分页的共享机制。

关键要点

  1. 虚拟化内存 = 让每个进程拥有从 0 开始的私有虚拟地址空间，MMU 动态翻译为物理地址。
  2. 基址/界限是第一个简单 MMU：一次加法和一次比较，同时实现重定位、隔离、透明。
  3. 基址/界限的局限（一个连续区域）催生分段：多段独立管理、可共享、可保护。
  4. 分段的局限（固定段数、碎片）催生分页：固定大小页，无外部碎片。
  5. trap 进出 OS 时原子地切换”翻译开关 + 用户/内核模式”。

常见陷阱与注意事项

  • 混淆虚拟地址与物理地址：程序里所有指针都是虚拟地址。
  • 以为进程能直接访问物理内存：用户进程永远看不到物理地址（除 OS 的特殊映射）。
  • 越界与保护：基址/界限和段表都检查越界；忘记保护位（如代码段可写）会破坏隔离。
  • 把”重定位”理解成加载期一次性完成：base-and-bound 是每次访问动态完成，程序无需修改。

思考题

  1. 问题：基址/界限机制中，为什么程序无需修改任何地址就能在任意位置运行？
    • 答案：MMU 在每次内存访问时把虚拟地址加上基址寄存器，程序看到的是从 0 开始的连续虚拟空间；物理位置由基址决定，与程序内容无关——”动态重定位”。
  2. 问题：分段相比基址/界限解决了什么问题，又引入了什么新问题？
    • 答案：解决”单一连续区域”限制——各段独立增长/交换/共享/保护；引入”段数固定、变长段的外部碎片、地址空间划分僵化”等新问题。
  3. 问题：OS 运行时为什么关闭地址翻译？
    • 答案：OS 代码与数据结构直接操作物理内存（早期设计），关闭翻译后虚拟地址=物理地址，便于内核管理物理资源；进出 trap 时切换 PSR 位实现。