涉及的硬件平臺是X86，如果是其它平臺，嘻嘻，不保證能一一對號入座，但是舉一反三，我想是完全可行的。

一、概念 物理地址(physical address) 用于內存芯片級的單元尋址，與處理器和CPU連接的地址總線相對應。 ——這個概念應該是這幾個概念中最好理解的一個，但是值得一提的是，雖然可以直接把物理地址理解成插在機器上那根內存本身，把內存看成一個從0字節(jié)一直到最大空量逐字節(jié)的編號的大數(shù)組，然后把這個數(shù)組叫做物理地址，但是事實上，這只是一個硬件提供給軟件的抽像，內存的尋址方式并不是這樣。所以，說它是“與地址總線相對應”，是更貼切一些，不過拋開對物理內存尋址方式的考慮，直接把物理地址與物理的內存一一對應，也是可以接受的。也許錯誤的理解更利于形而上的抽像。 虛擬內存(virtual memory) 這是對整個內存（不要與機器上插那條對上號）的抽像描述。它是相對于物理內存來講的，可以直接理解成“不直實的”，“假的”內存，例如，一個0x08000000內存地址，它并不對就物理地址上那個大數(shù)組中0x08000000 - 1那個地址元素；之所以是這樣，是因為現(xiàn)代操作系統(tǒng)都提供了一種內存管理的抽像，即虛擬內存（virtual memory）。進程使用虛擬內存中的地址，由操作系統(tǒng)協(xié)助相關硬件，把它“轉換”成真正的物理地址。這個“轉換”，是所有問題討論的關鍵。有了這樣的抽像，一個程序，就可以使用比真實物理地址大得多的地址空間。（拆東墻，補西墻，銀行也是這樣子做的），甚至多個進程可以使用相同的地址。不奇怪，因為轉換后的物理地址并非相同的。 ——可以把連接后的程序反編譯看一下，發(fā)現(xiàn)連接器已經為程序分配了一個地址，例如，要調用某個函數(shù)A，代碼不是call A，而是call 0x0811111111 ，也就是說，函數(shù)A的地址已經被定下來了。沒有這樣的“轉換”，沒有虛擬地址的概念，這樣做是根本行不通的。打住了，這個問題再說下去，就收不住了。

邏輯地址(logical address) Intel為了兼容，將遠古時代的段式內存管理方式保留了下來。邏輯地址指的是機器語言指令中，用來指定一個操作數(shù)或者是一條指令的地址。以上例，我們說的連接器為A分配的0x08111111這個地址就是邏輯地址。 ——不過不好意思，這樣說，好像又違背了Intel中段式管理中，對邏輯地址要求，“一個邏輯地址，是由一個段標識符加上一個指定段內相對地址的偏移量，表示為 [段標識符：段內偏移量]，也就是說，上例中那個0x08111111，應該表示為[A的代碼段標識符: 0x08111111]，這樣，才完整一些”

線性地址(linear address)或也叫虛擬地址(virtual address) 跟邏輯地址類似，它也是一個不真實的地址，如果邏輯地址是對應的硬件平臺段式管理轉換前地址的話，那么線性地址則對應了硬件頁式內存的轉換前地址。 ------------------------------------------------------------- CPU將一個虛擬內存空間中的地址轉換為物理地址，需要進行兩步：首先將給定一個邏輯地址（其實是段內偏移量，這個一定要理解?。。。?，CPU要利用其段式內存管理單元，先將為個邏輯地址轉換成一個線程地址，再利用其頁式內存管理單元，轉換為最終物理地址。 這樣做兩次轉換，的確是非常麻煩而且沒有必要的，因為直接可以把線性地址抽像給進程。之所以這樣冗余，Intel完全是為了兼容而已。

2、CPU段式內存管理，邏輯地址如何轉換為線性地址 一個邏輯地址由兩部份組成，段標識符: 段內偏移量。段標識符是由一個16位長的字段組成，稱為段選擇符。其中前13位是一個索引號。后面3位包含一些硬件細節(jié)，如圖： 最后兩位涉及權限檢查，本貼中不包含。 索引號，或者直接理解成數(shù)組下標——那它總要對應一個數(shù)組吧，它又是什么東東的索引呢？這個東東就是“段描述符(segment descriptor)”，呵呵，段描述符具體地址描述了一個段（對于“段”這個字眼的理解，我是把它想像成，拿了一把刀，把虛擬內存，砍成若干的截——段）。這樣，很多個段描述符，就組了一個數(shù)組，叫“段描述符表”，這樣，可以通過段標識符的前13位，直接在段描述符表中找到一個具體的段描述符，這個描述符就描述了一個段，我剛才對段的抽像不太準確，因為看看描述符里面究竟有什么東東——也就是它究竟是如何描述的，就理解段究竟有什么東東了，每一個段描述符由8個字節(jié)組成，如下圖： 這些東東很復雜，雖然可以利用一個數(shù)據結構來定義它，不過，我這里只關心一樣，就是Base字段，它描述了一個段的開始位置的線性地址。 Intel設計的本意是，一些全局的段描述符，就放在“全局段描述符表(GDT)”中，一些局部的，例如每個進程自己的，就放在所謂的“局部段描述符表(LDT)”中。那究竟什么時候該用GDT，什么時候該用LDT呢？這是由段選擇符中的T1字段表示的，=0，表示用GDT，=1表示用LDT。 GDT在內存中的地址和大小存放在CPU的gdtr控制寄存器中，而LDT則在ldtr寄存器中。 好多概念，像繞口令一樣。這張圖看起來要直觀些： 首先，給定一個完整的邏輯地址[段選擇符：段內偏移地址]， 1、看段選擇符的T1=0還是1，知道當前要轉換是GDT中的段，還是LDT中的段，再根據相應寄存器，得到其地址和大小。我們就有了一個數(shù)組了。 2、拿出段選擇符中前13位，可以在這個數(shù)組中，查找到對應的段描述符，這樣，它了Base，即基地址就知道了。 3、把Base + offset，就是要轉換的線性地址了。 還是挺簡單的，對于軟件來講，原則上就需要把硬件轉換所需的信息準備好，就可以讓硬件來完成這個轉換了。OK，來看看Linux怎么做的。

3、Linux的段式管理 Intel要求兩次轉換，這樣雖說是兼容了，但是卻是很冗余，呵呵，沒辦法，硬件要求這樣做了，軟件就只能照辦，怎么著也得形式主義一樣。另一方面，其它某些硬件平臺，沒有二次轉換的概念，Linux也需要提供一個高層抽像，來提供一個統(tǒng)一的界面。所以，Linux的段式管理，事實上只是“哄騙”了一下硬件而已。 按照Intel的本意，全局的用GDT，每個進程自己的用LDT——不過Linux則對所有的進程都使用了相同的段來對指令和數(shù)據尋址。即用戶數(shù)據段，用戶代碼段，對應的，內核中的是內核數(shù)據段和內核代碼段。這樣做沒有什么奇怪的，本來就是走形式嘛，像我們寫年終總結一樣。 include/asm-i386/segment.h

把其中的宏替換成數(shù)值，則為：

方括號后是這四個段選擇符的16位二制表示，它們的索引號和T1字段值也可以算出來了

T1均為0，則表示都使用了GDT，再來看初始化GDT的內容中相應的12-15項(arch/i386/head.S)：

按照前面段描述符表中的描述，可以把它們展開，發(fā)現(xiàn)其16-31位全為0，即四個段的基地址全為0。 這樣，給定一個段內偏移地址，按照前面轉換公式，0 + 段內偏移，轉換為線性地址，可以得出重要的結論，“在Linux下，邏輯地址與線性地址總是一致（是一致，不是有些人說的相同）的，即邏輯地址的偏移量字段的值與線性地址的值總是相同的。！??！” 忽略了太多的細節(jié)，例如段的權限檢查。呵呵。 Linux中，絕大部份進程并不例用LDT，除非使用Wine ，仿真Windows程序的時候。

4.CPU的頁式內存管理 CPU的頁式內存管理單元，負責把一個線性地址，最終翻譯為一個物理地址。從管理和效率的角度出發(fā)，線性地址被分為以固定長度為單位的組，稱為頁(page)，例如一個32位的機器，線性地址最大可為4G，可以用4KB為一個頁來劃分，這頁，整個線性地址就被劃分為一個tatol_page[2^20]的大數(shù)組，共有2的20個次方個頁。這個大數(shù)組我們稱之為頁目錄。目錄中的每一個目錄項，就是一個地址——對應的頁的地址。 另一類“頁”，我們稱之為物理頁，或者是頁框、頁楨的。是分頁單元把所有的物理內存也劃分為固定長度的管理單位，它的長度一般與內存頁是一一對應的。 這里注意到，這個total_page數(shù)組有2^20個成員，每個成員是一個地址（32位機，一個地址也就是4字節(jié)），那么要單單要表示這么一個數(shù)組，就要占去4MB的內存空間。為了節(jié)省空間，引入了一個二級管理模式的機器來組織分頁單元。文字描述太累，看圖直觀一些： 如上圖， 1、分頁單元中，頁目錄是唯一的，它的地址放在CPU的cr3寄存器中，是進行地址轉換的開始點。萬里長征就從此長始了。 2、每一個活動的進程，因為都有其獨立的對應的虛似內存（頁目錄也是唯一的），那么它也對應了一個獨立的頁目錄地址。——運行一個進程，需要將它的頁目錄地址放到cr3寄存器中，將別個的保存下來。 3、每一個32位的線性地址被劃分為三部份，面目錄索引(10位)：頁表索引(10位)：偏移(12位) 依據以下步驟進行轉換： 1、從cr3中取出進程的頁目錄地址（操作系統(tǒng)負責在調度進程的時候，把這個地址裝入對應寄存器）； 2、根據線性地址前十位，在數(shù)組中，找到對應的索引項，因為引入了二級管理模式，頁目錄中的項，不再是頁的地址，而是一個頁表的地址。（又引入了一個數(shù)組），頁的地址被放到頁表中去了。 3、根據線性地址的中間十位，在頁表（也是數(shù)組）中找到頁的起始地址； 4、將頁的起始地址與線性地址中最后12位相加，得到最終我們想要的葫蘆； 這個轉換過程，應該說還是非常簡單地。全部由硬件完成，雖然多了一道手續(xù)，但是節(jié)約了大量的內存，還是值得的。那么再簡單地驗證一下： 1、這樣的二級模式是否仍能夠表示4G的地址；頁目錄共有：2^10項，也就是說有這么多個頁表每個目表對應了：2^10頁；每個頁中可尋址：2^12個字節(jié)。還是2^32 = 4GB 2、這樣的二級模式是否真的節(jié)約了空間；也就是算一下頁目錄項和頁表項共占空間 (2^10 * 4 + 2 ^10 *4) = 8KB。哎，……怎么說呢?。?！ 紅色錯誤，標注一下，后文貼中有此討論。。。。。。 值得一提的是，雖然頁目錄和頁表中的項，都是4個字節(jié)，32位，但是它們都只用高20位，低12位屏蔽為0——把頁表的低12屏蔽為0，是很好理解的，因為這樣，它剛好和一個頁面大小對應起來，大家都成整數(shù)增加。計算起來就方便多了。但是，為什么同時也要把頁目錄低12位屏蔽掉呢？因為按同樣的道理，只要屏蔽其低10位就可以了，不過我想，因為12>10，這樣，可以讓頁目錄和頁表使用相同的數(shù)據結構，方便。 本貼只介紹一般性轉換的原理，擴展分頁、頁的保護機制、PAE模式的分頁這些麻煩點的東東就不啰嗦了……可以參考其它專業(yè)書籍。

5.Linux的頁式內存管理 原理上來講，Linux只需要為每個進程分配好所需數(shù)據結構，放到內存中，然后在調度進程的時候，切換寄存器cr3，剩下的就交給硬件來完成了（呵呵，事實上要復雜得多，不過偶只分析最基本的流程）。 前面說了i386的二級頁管理架構，不過有些CPU，還有三級，甚至四級架構，Linux為了在更高層次提供抽像，為每個CPU提供統(tǒng)一的界面。提供了一個四層頁管理架構，來兼容這些二級、三級、四級管理架構的CPU。這四級分別為： 頁全局目錄PGD（對應剛才的頁目錄）頁上級目錄PUD（新引進的）頁中間目錄PMD（也就新引進的）頁表PT（對應剛才的頁表）。 整個轉換依據硬件轉換原理，只是多了二次數(shù)組的索引罷了，如下圖： 那么，對于使用二級管理架構32位的硬件，現(xiàn)在又是四級轉換了，它們怎么能夠協(xié)調地工作起來呢？嗯，來看這種情況下，怎么來劃分線性地址吧！從硬件的角度，32位地址被分成了三部份——也就是說，不管理軟件怎么做，最終落實到硬件，也只認識這三位老大。從軟件的角度，由于多引入了兩部份，，也就是說，共有五部份?！尪蛹軜嫷挠布J識五部份也很容易，在地址劃分的時候，將頁上級目錄和頁中間目錄的長度設置為0就可以了。這樣，操作系統(tǒng)見到的是五部份，硬件還是按它死板的三部份劃分，也不會出錯，也就是說大家共建了和諧計算機系統(tǒng)。 這樣，雖說是多此一舉，但是考慮到64位地址，使用四層轉換架構的CPU，我們就不再把中間兩個設為0了，這樣，軟件與硬件再次和諧——抽像就是強大呀?。?！ 例如，一個邏輯地址已經被轉換成了線性地址，0x08147258，換成二制進，也就是： 0000100000 0101000111 001001011000 內核對這個地址進行劃分 PGD = 0000100000 PUD = 0 PMD = 0 PT = 0101000111 offset = 001001011000 現(xiàn)在來理解Linux針對硬件的花招，因為硬件根本看不到所謂PUD,PMD，所以，本質上要求PGD索引，直接就對應了PT的地址。而不是再到PUD和PMD中去查數(shù)組（雖然它們兩個在線性地址中，長度為0，2^0 =1，也就是說，它們都是有一個數(shù)組元素的數(shù)組），那么，內核如何合理安排地址呢？從軟件的角度上來講，因為它的項只有一個，32位，剛好可以存放與PGD中長度一樣的地址指針。那么所謂先到PUD，到到PMD中做映射轉換，就變成了保持原值不變，一一轉手就可以了。這樣，就實現(xiàn)了“邏輯上指向一個PUD，再指向一個PDM，但在物理上是直接指向相應的PT的這個抽像，因為硬件根本不知道有PUD、PMD這個東西”。 然后交給硬件，硬件對這個地址進行劃分，看到的是：頁目錄 = 0000100000 PT = 0101000111 offset = 001001011000 嗯，先根據0000100000(32)，在頁目錄數(shù)組中索引，找到其元素中的地址，取其高20位，找到頁表的地址，頁表的地址是由內核動態(tài)分配的，接著，再加一個offset，就是最終的物理地址了