Pentium处理器地址转换如何实现？

Pentium处理器采用了分页的虚拟内存管理机制，其地址转换过程可以概括为“从虚拟地址到物理地址”的两级转换过程，这个过程由CPU的内存管理单元和操作系统共同协作完成。

核心概念：三种地址

在深入细节前,必须先理解三种地址的区别：

1. 虚拟地址：由程序（CPU生成）使用的地址，它是一个逻辑地址，程序以为自己独占整个4GB的地址空间（在32位系统下），这是程序员和CPU日常打交道的地址。
2. 线性地址：在x86架构中，虚拟地址经过分段机制转换后，会生成一个线性地址，在Pentium及以后的“平坦内存模型”（Flat Memory Model）下，虚拟地址和线性地址通常被认为是相同的，为了简化，我们后续将主要讨论从线性地址到物理地址的转换。
3. 物理地址：内存芯片上的实际地址，数据真正存储在内存条上的位置。

我们的核心任务就是：虚拟地址 -> 物理地址

地址转换的硬件核心：分页机制

Pentium的分页机制将线性地址空间划分为固定大小的块,称为页，同样，物理内存也划分为同样大小的页框，转换的目标就是找到虚拟地址所在的“页”对应物理内存中的哪个“页框”。

页的大小

• Pentium处理器支持两种页大小：4KB 和 4MB（仅在Pentium Pro及更高型号中支持）。
• 我们主要分析最常见的4KB页。

页表的结构

页表是实现地址转换的“地图”，它是一个存放在物理内存中的数据结构，由操作系统创建和维护。

对于4KB的页,一个32位的线性地址被划分为三个部分：

• 页内偏移：12位，表示在4KB页内的具体位置 (2^12 = 4096)。
• 页表索引：10位，用于在页表中查找对应的页表项。
• 页目录索引：10位，用于在页目录中查找对应的页目录项。

为什么是两级？ 如果只用一个巨大的页表，它需要包含 2^20 (约100万个) 条目，占用4MB内存，非常浪费，使用两级结构，可以按需创建页表，节省内存。

地址转换的详细步骤

整个过程由CPU的MMU自动完成,但需要操作系统预先设置好数据结构。

步骤1：定位页目录

• CPU内部有一个特殊的寄存器,叫做页目录基址寄存器，它存储了页目录在物理内存中的起始地址。
• 这个寄存器是受特权级保护的,只有操作系统内核（运行在最高特权级Ring 0）才能修改。

步骤2：查页目录，找到页表的物理地址

1. CPU取出线性地址的高10位（31-22位），作为页目录索引。
2. 用这个索引去访问页目录,页目录本身就是一个数组，每个元素称为页目录项。
3. CPU将页目录的基址寄存器中的地址,加上 索引 * 4（因为每个PDE是4字节），计算出PDE在内存中的地址。
4. 从内存中读取这个PDE,PDE的结构如下：

• 最重要的字段是 P (Present) 位：P=0，表示该页表不在内存中，会触发一个缺页异常，操作系统需要介入处理。
• 最重要的字段是 页表基址：这是一个20位的物理地址，指向了页表的起始物理地址，CPU会将其扩展到32位（高位补零）。

步骤3：查页表，找到页框的物理地址

1. CPU取出线性地址的中间10位（21-12位），作为页表索引。
2. 用上一步找到的页表基址，加上 索引 * 4，计算出页表项在内存中的地址。
3. 从内存中读取这个PTE,PTE的结构和PDE非常相似：

• P (Present) 位：P=0，表示该页（即对应的代码或数据）不在内存中，触发缺页异常。
• 页框基址：这是一个20位的物理地址，指向了页框的起始物理地址。

步骤4：组合成最终的物理地址

1. CPU取出线性地址的低12位（11-0位），作为页内偏移。
2. 将上一步找到的页框基址（20位）和页内偏移（12位）拼接起来。
3. 物理地址 = 页框基址 + 页内偏移

CPU就得到了最终要访问的物理内存地址,并执行实际的内存读写操作。

TLB：转换后备缓冲区

上述过程需要访问内存两次（一次查页目录，一次查页表），这会严重影响性能，为了解决这个问题，CPU引入了TLB。

• 什么是TLB？ TLB是一个位于CPU内部的小型、高速的缓存，专门用于存储最近使用的线性地址到物理地址的转换结果（即PTE的内容）。
• 工作流程：
  1. CPU在执行地址转换前,首先检查TLB。
  2. TLB命中：如果转换结果在TLB中，CPU直接从中获取物理地址，整个过程只需1-2个时钟周期，非常快。
  3. TLB未命中：如果转换结果不在TLB中，CPU才执行上面描述的、较慢的两次内存访问来查找页目录和页表，找到后，会将新的转换结果存入TLB，以便下次使用。
• TLB刷新：当操作系统修改了页表或页目录（一个进程被换出内存，它的页表被无效化），必须通知CPU刷新TLB中对应的条目，否则会使用错误的地址转换，这通过INVLPG指令实现。

操作系统的角色

硬件提供了机制,但操作系统必须提供策略。

1. 初始化：操作系统启动时，为自己创建一个初始的页目录和页表，并设置好CR3寄存器。
2. 进程切换：当切换到另一个进程时，操作系统必须将该进程的页目录的物理地址加载到CR3寄存器中，这样，后续的地址转换就会使用新进程的“地址地图”。
3. 缺页处理：当发生缺页异常时，操作系统会介入：
   • 判断访问的内存页是合法的（即该进程的虚拟地址空间中确实有这个页）。
   • 如果合法,但数据在硬盘的交换空间中，则从硬盘读取数据到内存的一个空闲页框中。
   • 更新页表,将新的页框地址填入对应的PTE，并将P位置1。
   • 返回到用户程序触发异常的指令处重新执行。
4. 内存管理：操作系统负责跟踪哪些物理页框是空闲的，哪些已被占用，以及它们属于哪个进程。

4MB大页支持

Pentium Pro引入了对4MB大页的支持。

• 线性地址结构：线性地址只被分为两部分： | 31 - 22 | 21 - 0 | | :--- | :--- | | 页目录索引 | 页内偏移 |

• 转换过程：

  1. 用高10位索引查页目录,得到一个PDE。
  2. 这个PDE的P位如果为1，并且一个特殊位（PS位，Page Size）为1，则表示这是一个4MB的大页。
  3. CPU不再使用页表,而是直接用PDE中的20位页框基址和低20位的页内偏移组合成最终的物理地址。

优点：只需要一次内存访问（查页目录），转换速度快，TLB命中率更高。 缺点：灵活性差，内存浪费可能更严重（因为一个页很大，如果只用到其中一小部分，其他部分就浪费了）。

Pentium处理器的地址转换是一个高效而复杂的硬件与软件协作的典范：

1. 硬件层面：MMU通过两级页表（页目录->页表）结构，将32位线性地址高效地转换为32位物理地址。TLB作为高速缓存，极大地加速了转换过程。
2. 软件层面：操作系统负责创建、维护和切换页表结构，并处理缺页异常等特殊情况，为每个进程提供独立的、受保护的虚拟地址空间。

这个设计不仅解决了内存不足的问题,还实现了进程间的内存隔离和内存保护，是现代多任务操作系统的基石。