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3.3 虚拟内存
尽管基址寄存器和界限寄存器可以用于创建地址空间的抽象，还有另一个问题需要解决：管理软件的膨胀（bloatware）。虽然存储器容量增长快速，但是软件大小的增长更快。在20世纪80年代，许多大学用一台4MB的VAX计算机运行分时操作的系统，供十几个用户（已经或多或少足够满足需要了）同时运行。现在微软公司为单用户Vista系统推荐至少512MB内存，并且只能运行简单的应用程序，如果运行复杂应用程序则要1GB内存。而多媒体的潮流则进一步推动了对内存的需求。
这一发展的结果是，需要运行的程序往往大到内存无法容纳，而且必然需要系统能够支持多个程序同时运行，即使内存可以满足其中单独一个程序的需要，但总体来看，它们仍然超出了内存大小。交换技术（swapping）并不是一个有吸引力的解决方案，因为一个典型的SATA磁盘的峰值传输率最高达到100MB/s，这意味着至少需要10秒才能换出一个1GB的程序，并需要另一个10秒才能再将一个1GB的程序换入。
程序大于内存的问题早在计算时代开始就产生了，虽然只是有限的应用领域，像科学和工程计算（模拟宇宙的创建或模拟新型航空器都会花费大量内存）。在20世纪60年代所采取的解决方法是：把程序分割成许多片段，称为覆盖（overlay）。程序开始执行时，将覆盖管理模块装入内存，该管理模块立即装入并运行覆盖0。执行完成后，覆盖0通知管理模块装入覆盖1，或者占用覆盖0的上方位置（如果有空间），或者占用覆盖0（如果没有空间）。一些覆盖系统非常复杂，允许多个覆盖块同时在内存中。覆盖块存放在磁盘上，在需要时由操作系统动态地换入换出。
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虽然由系统完成实际的覆盖块换入换出操作，但是程序员必须把程序分割成多个片段。把一个大程序分割成小的、模块化的片段是非常费时和枯燥的，并且易于出错。很少程序员擅长使用覆盖技术。因此，没过多久就有人找到一个办法，把全部工作都交给计算机去做。
采用的这个方法（Fotheringham，1961）称为虚拟内存（virtual memory）。虚拟内存的基本思想是：每个程序拥有自己的地址空间，这个空间被分割成多个块，每一块称作一页或页面（page）。每一页有连续的地址范围。这些页被映射到物理内存，但并不是所有的页都必须在内存中才能运行程序。当程序引用到一部分在物理内存中的地址空间时，由硬件立刻执行必要的映射。当程序引用到一部分不在物理内存中的地址空间时，由操作系统负责将缺失的部分装入物理内存并重新执行失败的指令。
从某个角度来讲，虚拟内存是对基址寄存器和界限寄存器的一种综合。8088为正文和数据分离出专门的基址寄存器（但不包括界限寄存器）。而虚拟内存使得整个地址空间可以用相对较小的单元映射到物理内存，而不是为正文段和数据段分别进行重定位。下面会介绍虚拟内存是如何实现的。
虚拟内存很适合在多道程序设计系统中使用，许多程序的片段同时保存在内存中。当一个程序等待它的一部分读入内存时，可以把CPU交给另一个进程使用。
3.3.1 分页
大部分虚拟内存系统中都使用一种称为分页（paging）的技术，我们现在就介绍这一技术。在任何一台计算机上，程序引用了一组内存地址。当程序执行指令
MOV REG,1000
时，它把地址为1000的内存单元的内容复制到REG中（或者相反，这取决于计算机的型号）。地址可以通过索引、基址寄存器、段寄存器或其他方式产生。
由程序产生的这些地址称为虚拟地址（virtual address），它们构成了一个虚拟地址空间（virtual address space）。在没有虚拟内存的计算机上，系统直接将虚拟地址送到内存总线上，读写操作使用具有同样地址的物理内存字；而在使用虚拟内存的情况下，虚拟地址不是被直接送到内存总线上，而是被送到内存管理单元（Memory Management Unit，MMU），MMU把虚拟地址映射为物理内存地址，如图3-8所示。
图3-9中一个简单的例子说明了这种映射是如何工作的。在这个例子中，有一台可以产生16位地址的计算机，地址范围从0到64K，且这些地址是虚拟地址。然而，这台计算机只有32KB的物理内存，因此，虽然可以编写64KB的程序，但它们却不能被完全调入内存运行。在磁盘上必须有一个可以大到64KB的程序核心映像的完整副本，以保证程序片段在需要时能被调入内存。
虚拟地址空间按照固定大小划分成称为页面（page）的若干单元。在物理内存中对应的单元称为页框（page frame）。页面和页框的大小通常是一样的，在本例中是4KB，现有的系统中常用的页大小一般从512字节到64KB。对应于64KB的虚拟地址空间和32KB的物理内存，我们得到16个虚拟页面和8个页框。RAM和磁盘之间的交换总是以整个页面为单元进行的。
图3-9中的标记符号如下：标记0K～4K的范围表示该页的虚拟地址或物理地址是0～4095。4K～8K的范围表示地址4096～8191，等等。每一页包含了4096个地址，起始于4096的整数倍位置，结束于4096倍数缺1。
当程序试图访问地址0时，例如执行下面这条指令
MOV REG,0
将虚拟地址0送到MMU。MMU看到虚拟地址落在页面0（0～4095），根据其映射结果，这一页面对应的是页框2（8192～12 287），因此MMU把地址变换为8192，并把地址8192送到总线上。内存对MMU一无所知，它只看到一个读或写地址8192的请求并执行它。MMU从而有效地把所有从0～4095的虚拟地址映射到了8192～12 287的物理地址。
同样地，指令
MOV REG,8192
被有效地转换为：
MOV REG,24576
因为虚拟地址8192（在虚拟页面2中）被映射到物理地址24 567（在物理页框6中）上。第三个例子，虚拟地址20 500在距虚拟页面5（虚拟地址20 480～24 575）起始地址20字节处，并且被映射到物理地址12 288+20=12 308。
通过恰当地设置MMU，可以把16个虚拟页面映射到8个页框中的任何一个。但是这并没有解决虚拟地址空间比物理内存大的问题。在图3-9中只有8个物理页框，于是只有8个虚拟页面被映射到了物理内存中，在图3-9中用叉号表示的其他页并没有被映射。在实际的硬件中，用一个“在/不在”位（present/absent bit）记录页面在内存中的实际存在情况。
当程序访问了一个未映射的页面，例如执行指令
MOV REG,32780
将会发生什么情况呢？虚拟页面8（从32 768开始）的第12个字节所对应的物理地址是什么呢？MMU注意到该页面没有被映射（在图中用叉号表示），于是使CPU陷入到操作系统，这个陷阱称为缺页中断（page fault）。操作系统找到一个很少使用的页框且把它的内容写入磁盘（如果它不在磁盘上）。随后把需要访问的页面读到刚才回收的页框中，修改映射关系，然后重新启动引起陷阱的指令。
例如，如果操作系统决定放弃页框1，那么它将把虚拟页面8装入物理地址8192，并对MMU映射做两处修改。首先，它要标记虚拟页面1表项为未映射，使以后任何对虚拟地址4096～8191的访问都导致陷阱。随后把虚拟页面8的表项的叉号改为1，因此在引起陷阱的指令重新启动时，它将把虚拟地址32780映射为物理地址4108（4096+12）。
下面查看一下MMU的内部结构以便了解它是怎么工作的，以及了解为什么我们选用的页面大小都是2的整数次幂。在图3-10中可以看到一个虚拟地址的例子，虚拟地址8196（二进制是0010000000000100）用图3-9所示的MMU映射机制进行映射，输入的16位虚拟地址被分为4位的页号和12位的偏移量。4位的页号可以表示16个页面，12位的偏移可以为一页内的全部4096个字节编址。
可用页号作为页表（page table）的索引，以得出对应于该虚拟页面的页框号。如果“在/不在”位是0，则将引起一个操作系统陷阱。如果该位是1，则将在页表中查到的页框号复制到输出寄存器的高3位中，再加上输入虚拟地址中的低12位偏移量。如此就构成了15位的物理地址。输出寄存器的内容随即被作为物理地址送到内存总线。
