寄存器对地址用英语怎么说(寄存器英语怎么说)

本文主要根据 “Operating Systems: Three Easy Pieces” 第15章总结而来。

在本头条号之前的文章中有介绍，操作系统为了实现CPU虚拟化，采用的策略是：大部分情况下，地址让进程直接在CPU上运行，这样效率最高。但是为了不丧失对CPU的控制权，进程在进行系统调用时，或者操作系统设置的定时中断被触发时，操作系统又回重新夺回控制权。从这个层面看，高效和可控是现代操作系统设计的核心。内存虚拟化也不例外。

本节就来学习操作系统如何让进程能够高效并且灵活地访问内存，同时又对进程提供足够的保护！

基于硬件的地址翻译

基于硬件的地址翻译简称地址翻译，指的是对于每一次内存访问，硬件都会把虚拟地址（还记得你看见的地址都是虚拟地址吗？）翻译成物理地址，对通过物理地址才能读到真实的数据。当然，光凭硬件本身是做不到这些的，操作系统需要在关键点介入去设置硬件从而保证硬件能正确翻译，操作系统还必须管理内存，记录哪些内存是可用的，哪些内存已经被占用。

总之，通过操作系统和硬件的配合，让进程认为它拥有自己的一块内存来保存代码和数据，并且不会被破坏用。然而在完美的抽象背后，只有操作系统知道，随着CPU切换运行中的进程，很多进程实际上在共享内存。是操作系统把内存虚拟化让一切变得这么简单和美观。

为了实现内存虚拟化是非常复杂的，本文先做一些假设来简化目前的讨论，随着讨论的深入，这些假设都会被推翻，我们也会认识到内存虚拟化的所有技术。 * 假设一：用户（进程）的地址空间在物理内存中是连续说的。 * 假设二：地址空间的大小比较下，必须小于物理内存。 * 假设三：每一个地址空间的大小是相同的。

为什么需要地址翻译

基于上面的假设我们来看一个例子。请看下图的程序和使用objdump翻译成的汇编片段：

代码很简单，先加载内存中的值，然后加3，最后把计算后的值保存到内存中。从进程的角度看，代码和数据在它的地址空间内如下图所示：

可以看到，加3的代码从地址128开始（靠近代码段的顶端），变量x的值保存在地址15k的位置（靠近栈的底端），初始值是3000。当指令运行之后，从进程的角度看它会这样使用内存：

1. 从128获取指令

   
   

2. 执行指令（从15k的位置加载数据）

   
   

3. 从132获取指令

   
   

4. 执行指令（不用读取内存）

   
   

5. 从英语135获取指令

   
   

6. 执行指令（把数据写入15k的位置）

   
   

也就是说，进程认为它的地址空间是从0开始，最大是16k，所有的内存访问都必须在0-16k寄存器之间。然而，为了实现内存虚拟化，操作系统不一定会把进程放到物理内存0开始的位置。一个可能的视图如下图所示：

从图片来看，进程被放在了物理内存32k－48k的位置，16k－32k和48k－64k的位置还未被使用。那么问题来了，如何在进程无感知的情况下，把进程地址空间放到物理内存的指定位置呢？

基于硬件的动态重定位（或者是动态迁移）

前面的介绍都是背景，下面具体来看操作系统到怎么底是怎么实现怎么地址翻译的。这里就引出用了内存管理单元（memory management unit, MMU）中最基本的两个寄存器：基地址寄存机和上界寄存器，base and bounds。后续会使用英文，因为英文更能表达含英语义。

当进程最初开始运行的时候，操作系统会根据目前系统可用的内存情况，设置base寄存器的值。比如上面的例子进程的物理地址是从32k开始的，那么base寄存器会设置成32k。当进程想获取地址128的指令时，它会被翻译成 32k(32768) 128=32896，这样就能从物理地址里面取到真正的指令了。这就是所谓的地址翻译！重复一下公式： 物理地址 ＝ 虚拟地址 ＋ 基地址

那么bounds寄存器什么时候用呢？也是在进程最初运行的时候，操作系统预分配一定大小的内存给进程，bounds寄存器就会被设置成最大的值，比如上面的例子，被设置成16k。当进程试图引用大于16k的地址空间时，系统会抛出一个异常，这个异常就说是因为检查了bounds寄存器中的值。

从上面的流程可以看到，操作系统是在进程运行起来之后，根据系统可用的内存状对况来设置base and bounds，这个过程被称作动态重定位。与它相对的也有静态重定位，静态重定位发生在编译器，也就是说，程序编译完了就知道基地址是什么了。可想而知，静态重定位不具有移植性，在寄存器不同内存大小的系统就需要重新编译，就算内存大小相同也要根据系统可用的内存而定。所以，目前基本上操作系统都是基于MMU中的 base and bounds寄存器，使用动态重定向的技术。

操作系统的角色

上面说到的是硬件，特别是MMU起的作用，那么操作系统起了什么作用呢？

• 首先，系统可用的内存列表是由操作系统维护的。有很多数据结构可以完成这个任务，随着我们的深入研究会不断介绍新的数据结构。这里我们先看最简单的数据结构叫空闲链表，free list。Free List很简单，把可用的内存分成很多块，每一块当作一个节点放到链表中。当新的进程来的时候，从列表中取一段内存给它，并把这段内存删掉。当进程退出后，再把内存块放到free list里面来。

  
  

• 其次，在CPU做上下文切换的时候，操作系统必须要把base and bounds的数据也存储到PCB中。这样当进程重新被调度运行的时候，它依然能找到自己地址的代码和数据。

  
  

• 第三，既然进程可以切换，base and bounds可以被保存和读取，那么在适当的时候，操作系统也可以移动进程在内存中的位置，只需要移动之后把base and bounds更新就可以了。这其实也是动态重定位的体现。

  
  

总结

解决这些问题就需要引入内存分页和分段的技术，这是后面会继续的内容。欢迎大家订阅我的头条号，第一时间收到更新，谢谢！