一、邏輯位址轉線性位址
機器語言指令中出現的記憶體位址，都是邏輯位址，需要轉換成線性位址，再經過
mmu(cpu
中的記憶體管理單元
)轉換成實體地址才能夠被訪問到。
我們寫個最簡單的
hello world
程式，用
gcc編譯，再反彙編後會看到以下指令：
mov 0x80495b0, %eax
這裡的記憶體位址
0x80495b0
就是乙個邏輯位址，必須加上隱含的
ds 資料段的基位址，才能構成線性位址。也就是說
0x80495b0
是當前任務的
ds資料段內的偏移。 在
x86保護模式下，段的資訊（段基線性位址、長度、許可權等）即段描述符佔8
個位元組，段資訊無法直接存放在段暫存器中（段暫存器只有
2位元組）。
intel
的設計是段描述符集中存放在
gdt或
ldt中，而段暫存器存放的是段描述符在gdt
或ldt
內的索引值(index)。
linux
中邏輯位址等於線性位址。為什麼這麼說呢？因為
linux
所有的段（使用者**段、使用者資料段、核心**段、核心資料段）的線性位址都是從
0x00000000
開始，長度
4g，這樣
線性位址
=邏輯位址
+ 0x00000000
，也就是說邏輯位址等於線性位址了。
這樣的情況下linux
只用到了
gdt，不論是使用者任務還是核心任務，都沒有用到
ldt。
gdt的第12和
13項段描述符是
__kernel_cs
和__kernel_ds
，第14和15
項段描述符是
__user_cs
和__user_ds
。核心任務使用
__kernel_cs
和__kernel_ds
，所有的使用者任務共用
__user_cs
和__user_ds
，也就是說不需要給每個任務再單獨分配段描述符。核心段描述符和使用者段描述符雖然起始線性位址和長度都一樣，但
dpl(
描述符特權級
)是不一樣的。
__kernel_cs
和__kernel_ds
的dpl值為0
（最高特權），
__user_cs
和__user_ds
的dpl值為3
。 用gdb
除錯程式的時候，用
info reg
顯示當前暫存器的值：
cs 0x73 115
ss 0x7b 123
ds 0x7b 123
es 0x7b 123
可以看到
ds值為
0x7b,
轉換成二進位制為
00000000 01111011，ti
字段值為
0,表示使用
gdt，
gdt索引值為
01111
，即十進位制
15，對應的就是
gdt內的
__user_ds
使用者資料段描述符。
從上面可以看到，
linux
在x86
的分段機制上執行，卻通過乙個巧妙的方式繞開了分段。
linux
主要以分頁的方式實現記憶體管理。
二、線性位址轉實體地址
前面說了
linux
中邏輯位址等於線性位址，那麼線性位址怎麼對應到實體地址呢？這個大家都知道，那就是通過分頁機制，具體的說，就是通過頁表查詢來對應實體地址。
準確的說分頁是
cpu提供的一種機制，
linux
只是根據這種機制的規則，利用它實現了記憶體管理。
在保護模式下，控制暫存器
cr0的最高位
pg位控制著分頁管理機制是否生效，如果
pg=1
，分頁機制生效，需通過頁表查詢才能把線性位址轉換實體地址。如果
pg=0
，則分頁機制無效，線性位址就直接做為實體地址。
分頁的基本原理是把記憶體劃分成大小固定的若干單元，每個單元稱為一頁（
page
），每頁包含
4k位元組的位址空間（為簡化分析，我們不考慮擴充套件分頁的情況）。這樣每一頁的起始位址都是
4k位元組對齊的。為了能轉換成實體地址，我們需要給
cpu提供當前任務的線性位址轉實體地址的查詢表，即頁表(page table)
。注意，為了實現每個任務的平坦的虛擬記憶體，每個任務都有自己的頁目錄表和頁表。
為了節約頁表占用的記憶體空間，
x86將線性位址通過頁目錄表和頁表兩級查詢轉換成實體地址。
32位的線性位址被分成
3個部分：
最高10位
directory
頁目錄表偏移量，中間10位
table
是頁表偏移量，最低12位
offset
是物理頁內的位元組偏移量。
頁目錄表的大小為
4k（剛好是乙個頁的大小），包含
1024
項，每個項
4位元組（
32位），專案裡儲存的內容就是頁表的實體地址。如果頁目錄表中的頁表尚未分配，則實體地址填0。
頁表的大小也是
4k，同樣包含
1024
項，每個項
4位元組，內容為最終物理頁的物理記憶體起始位址。
每個活動的任務，必須要先分配給它乙個頁目錄表，並把頁目錄表的實體地址存入
cr3暫存器。頁表可以提前分配好，也可以在用到的時候再分配。
還是以mov 0x80495b0, %eax 中的位址為例分析一下線性位址轉實體地址的過程。
前面說到
linux
中邏輯位址等於線性位址，那麼我們要轉換的線性位址就是
0x80495b0
。轉換的過程是由
cpu自動完成的，
linux
所要做的就是準備好轉換所需的頁目錄表和頁表（假設已經準備好，給頁目錄表和頁表分配物理記憶體的過程很複雜，後面再分析）。
核心先將當前任務的頁目錄表的實體地址填入
cr3暫存器。
線性位址
0x80495b0
轉換成二進位制後是
0000 1000 0000 0100 1001 0101 1011 0000
，最高10
位0000 1000 00
的十進位制是32，
cpu檢視頁目錄表第
32項，裡面存放的是頁表的實體地址。線性位址中間10位
00 0100 1001
的十進位制是
73，頁表的第
73項儲存的是最終物理頁的物理起始位址。物理頁基位址加上線性位址中最低
12位的偏移量，
cpu就找到了線性位址最終對應的物理記憶體單元。
我們知道
linux
中使用者程序線性位址能定址的範圍是0 －
3g，那麼是不是需要提前先把這
3g虛擬記憶體的頁表都建立好呢？一般情況下，物理記憶體是遠遠小於
3g的，加上同時有很多程序都在執行，根本無法給每個程序提前建立
3g的線性位址頁表。
linux
利用cpu
的乙個機制解決了這個問題。程序建立後我們可以給頁目錄表的表項值都填0，
cpu在查詢頁表時，如果表項的內容為
0,則會引發乙個缺頁異常，程序暫停執行，
linux
核心這時候可以通過一系列複雜的演算法給分配乙個物理頁，並把物理頁的位址填入表項中，程序再恢復執行。當然程序在這個過程中是被蒙蔽的，它自己的感覺還是正常訪問到了物理記憶體。
邏輯位址，線性位址，實體地址
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