内存虚拟化-机制:地址转换type
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在实现CPU 虚拟化时，遵循受限直接访问，让程序运行的大部分指令直接访问硬件，只在一些关键点（如进程发起系统调用或发生时钟中断）由操作系统介入来确保”在正确时间，正确的地点，做正确的事”。
在实现虚拟内存时，追求类似的战略，在实现高效和控制的同时，提供期望的虚拟化。
- 高效决定了要利用硬件的支持
- 控制意味着操作系统要确保应用程序只能访问它自己的内存空间，要保护应用程序不会相互影响，也不会影响操作系统
- 最后，对虚拟内存还有一点要求，灵活性，希望程序能以任何方式访问它自己的地址空间，从而让系统更容易编程
如何实现高效的内存虚拟化？如何提供应用程序所需的灵活性？如何保持控制应用程序可访问的内存位置，从而确保应用程序的内存访问受到合理的限制？
利用了一种通用技术，有时被称为基于硬件的地址转换（hardware-based address translation），简称为地址转换。它可以看成是受限直接执行这种一般方法的补充。利用地址转换，硬件对每次内存访问进行处理（即指令获取、数据读取或写入），将指令中的虚拟（virtual）地址转换为数据实际存储的物理（physical）地址。在每次内存引用时，硬件都会进行地址转换，将应用程序的内存引用重定位到内存中实际的位置。
仅仅依靠硬件不足以实现虚拟内存，因为它只是提供了底层机制来提高效率。操作系统必须在关键的位置介入，设置好硬件，以便完成正确的地址转换。因此它必须管理内存（manage memory），记录被占用和空闲的内存位置，并明智而谨慎地介入，保持对内存使用的控制。
所有这些工作都是为了创造一种美丽的假象：每个程序都拥有私有的内存，那里存放着它自己的代码和数据。虚拟现实的背后是丑陋的物理事实：许多程序其实是在同一时间共享着内存，就像CPU（或多个CPU）在不同的程序间切换运行。通过虚拟化，操作系统（在硬件的帮助下）将丑陋的机器现实转化成一种有用的、强大的、易于使用的抽象。
假设
- 用户的地址空间必须连续地放在物理内存中
- 地址空间不是很大，小于物理内存的大小
- 每个地址空间的大小完全一样
从内存中加载一个值，对它加3，然后将它存回内存：
编译器将这行代码转化为汇编语句：
假定x的地址已经存入寄存器ebx，之后通过movl 指令将这个地址的值加载到通用寄存器eax（长字移动）。下一条指令对eax 的内容加3。最后一条指令将eax 中的值写回到内存的同一位置。
代码和数据都位于进程的地址空间，3 条指令序列位于地址128（靠近头部的代码段），变量x的值位于地址15KB（在靠近底部的栈中）。如图所示，x的初始值是3000。
如果这3 条指令执行，从进程的角度来看，发生了以下几次内存访问：
- 从地址128 获取指令
- 执行指令（从地址15KB 加载数据）
- 从地址132 获取命令
- 执行命令（没有内存访问）
- 从地址135 获取指令
- 执行指令（新值存入地址15KB）
从程序的角度来看，它的地址空间（address space）从0 开始到16KB 结束。它包含的所有内存引用都应该在这个范围内。然而，对虚拟内存来说，操作系统希望将这个进程地址空间放在物理内存的其他位置，并不一定从地址0 开始。因此，怎样在内存中重定位这个进程，同时对该进程透明（transparent）？怎么样提供一种虚拟地址空间从0 开始的假象，而实际上地址空间位于另外某个物理地址？
下图展示了一个例子，说明这个进程的地址空间被放入物理内存后可能的样子。操作系统将第一块物理内存留给了自己，并将上述进程地址空间重定位到从32KB 开始的物理内存地址。剩下的两块内存空闲（16～32KB 和48～64KB）
静态（基于软件）重定位
早期，在硬件支持重定位之前，一些系统曾采用纯软件的重定位方式。其中一个名为加载程序（loader）的软件接手将要运行的可执行程序，将它的地址重写到物理内存中期望的偏移位置。
例如，程序中有一条指令是从地址1000 加载到寄存器（即movl 1000，%eax），当整个程序的地址空间被加载到从3000（不是程序认为的0）开始的物理地址中，加载程序会重写指令中的地址（即movl 4000, %eax），从而完成简单的静态重定位。
然而，静态重定位有许多问题，首先也是最重要的是不提供访问保护，进程中的错误地址可能导致对其他进程或操作系统内存的非法访问，一般来说，需要硬件支持来实现真正的访问保护。静态重定位的另一个缺点是一旦完成，稍后很难将内存空间重定位到其他位置。
动态（基于硬件）重定位
在20世纪50年代后期，它在首次出现的时分机器中引入，那时只是一个简单的思想，称为基址加界限机制（base and bound），有时又称为动态重定位（dynamic relocation）。
每个CPU 需要两个硬件寄存器：基址（base）寄存器和界限（bound）寄存器（限制寄存器）。这组基址和界限寄存器，让我们能够将地址空间放在物理内存的任何位置，同时又能确保进程只能访问自己的地址空间。
编写和编译程序时假设地址空间从零开始，当程序真正执行时，操作系统会决定其在物理内存中的实际加载地址，并将起始地址记录在基址寄存器中。在上面的例子中，操作系统决定加载在物理地址32KB 的进程，因此将基址寄存器设置为这个值。进程产生的所有内存引用，都会被处理器通过以下方式转换为物理地址：
界限寄存器提供了访问保护。在上面的例子中，界限寄存器被置为16KB。如果进程需要访问超过这个界限或者为负数的虚拟地址，CPU 将触发异常，进程最终可能被终止。界限寄存器的用处在于，它确保了进程产生的所有地址都在进程的地址“界限”中。
这种基址寄存器配合界限寄存器的硬件结构是芯片中的（每个CPU 一对）。有时将CPU 的这个负责地址转换的部分统称为内存管理单元（Memory Management Unit，MMU）。
硬件支持
操作系统的要求
大多数硬件与操作系统的交互
遗憾的是，这个简单的动态重定位技术有效率低下的问题。例如，重定位的进程使用了从32KB 到48KB 的物理内存，但由于该进程的栈区和堆区并不很大，导致这块内存区域中大量的空间被浪费。这种浪费通常称为内部碎片（internal fragmentation），指的是已经分配的内存单元内部有未使用的空间（即碎片），造成了浪费。在我们当前的方式中，即使有足够的物理内存容纳更多进程，但我们目前要求将地址空间放在固定大小的槽块中，因此会出现内部碎片。所以，需要更复杂的机制，以便更好地利用物理内存，避免内部碎片。