邏輯地址、線性地址、實體地址和虛擬地址之間的關係
本貼涉及的硬體平臺是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
實體地址(physical address)
用於記憶體晶片級的單元定址，與處理器和CPU連線的地址匯流排相對應。
——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，雖然可以直接把實體地址理解成插在機器上那根記憶體本身，把記憶體看成一個從0位元組一直到 最大空量逐位元組的編號的大陣列，然後把這個陣列叫做實體地址，但是事實上，這只是一個硬體提供給軟體的抽像，記憶體的定址方式並不是這樣。所以，說它是“與 地址匯流排相對應”，是更貼切一些，不過拋開對實體記憶體定址方式的考慮，直接把實體地址與物理的記憶體一一對應，也是可以接受的。也許錯誤的理解更利於形而上 的抽像。
虛擬記憶體(virtual memory)
這是對整個記憶體（不要與機器上插那條對上號）的抽像描述。它是相對於實體記憶體來講的，可以直接理解成“不直實的”，“假的”記憶體，例如，一個0x08000000記憶體地址，它並不對就實體地址上那個大陣列中0x08000000 - 1那個地址元素；
之所以是這樣，是因為現代作業系統都提供了一種記憶體管理的抽像，即虛擬記憶體（virtual memory）。程序使用虛擬記憶體中的地址，由作業系統協助相關硬體，把它“轉換”成真正的實體地址。這個“轉換”，是所有問題討論的關鍵。
有了這樣的抽像，一個程式，就可以使用比真實實體地址大得多的地址空間。（拆東牆，補西牆，銀行也是這樣子做的），甚至多個程序可以使用相同的地址。不奇怪，因為轉換後的實體地址並非相同的。
——可以把連線後的程式反編譯看一下，發現聯結器已經為程式分配了一個地址，例如，要呼叫某個函式A，程式碼不是call A，而是call 0x0811111111 ，也就是說，函式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為了相容，將遠古時代的段式記憶體管理方式保留了下來。邏輯地址指的是機器語言指令中，用來指定一個運算元或者是一條指令的地址。以上例，我們說的聯結器為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，是由一個段識別符號加上一個指定段內相對地址的偏移量， 表示為 [段識別符號：段內偏移量]，也就是說，上例中那個0x08111111，應該表示為[A的程式碼段識別符號: 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體平臺段式管理轉換前地址的話，那麼線性地址則對應了硬體頁式記憶體的轉換前地址。
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CPU將一個虛擬記憶體空間中的地址轉換為實體地址，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要利用其段式記憶體管理單元，先將為個邏輯地址轉換成一個執行緒地址，再利用其頁式記憶體管理單元，轉換為最終實體地址。
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程序。之所以這樣冗餘，Intel完全是為了相容而已。
2、CPU段式記憶體管理，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，段識別符號: 段內偏移量。段識別符號是由一個16位長的欄位組成，稱為段選擇符。其中前13位是一個索引號。後面3位包含一些硬體細節，如圖：
最後兩位涉及許可權檢查，本貼中不包含。
索引號，或者直接理解成陣列下標——那它總要對應一個數組吧，它又是什麼東東的索引呢？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（對於“段”這個字眼的理解，我是把它想像成，拿了一把刀，把虛擬記憶體，砍成若干的截—— 段）。這樣，很多個段描述符，就組了一個數組，叫“段描述符表”，這樣，可以通過段識別符號的前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，因為看看描述符裡面究竟有什麼東東——也就是它究竟是如何描述的，就理解段究竟有什麼東東了，每一個段描 述符由8個位元組組成，如下圖：
這些東東很複雜，雖然可以利用一個數據結構來定義它，不過，我這裡只關心一樣，就是Base欄位，它描述了一個段的開始位置的線性地址。
Intel設計的本意是，一些全域性的段描述符，就放在“全域性段描述符表(GDT)”中，一些區域性的，例如每個程序自己的，就放在所謂的“區域性段描述符表 (LDT)”中。那究竟什麼時候該用GDT，什麼時候該用LDT呢？這是由段選擇符中的T1欄位表示的，=0，表示用GDT，=1表示用LDT。
GDT在記憶體中的地址和大小存放在CPU的gdtr控制暫存器中，而LDT則在ldtr暫存器中。
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，再根據相應暫存器，得到其地址和大小。我們就有了一個數組了。
2、拿出段選擇符中前13位，可以在這個陣列中，查詢到對應的段描述符，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，對於軟體來講，原則上就需要把硬體轉換所需的資訊準備好，就可以讓硬體來完成這個轉換了。OK，來看看Linux怎麼做的。
3、Linux的段式管理
Intel要求兩次轉換，這樣雖說是相容了，但是卻是很冗餘，呵呵，沒辦法，硬體要求這樣做了，軟體就只能照辦，怎麼著也得形式主義一樣。
另一方面，其它某些硬體平臺，沒有二次轉換的概念，Linux也需要提供一個高層抽像，來提供一個統一的介面。所以，Linux的段式管理，事實上只是“哄騙”了一下硬體而已。
按照Intel的本意，全域性的用GDT，每個程序自己的用LDT——不過Linux則對所有的程序都使用了相同的段來對指令和資料定址。即使用者資料段，用 戶程式碼段，對應的，核心中的是核心資料段和核心程式碼段。這樣做沒有什麼奇怪的，本來就是走形式嘛，像我們寫年終總結一樣。
include/asm-i386/segment.h
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS 14
#define __USER_CS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS * 8 + 3)
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS 15
#define __USER_DS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS * 8 + 3)
#define GDT_ENTRY_KERNEL_BASE 12
#define GDT_ENTRY_KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 0)
#define __KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_CS * 8)
#define GDT_ENTRY_KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 1)
#define __KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_DS * 8)
把其中的巨集替換成數值，則為：
#define __USER_DS 123 [00000000 1111 0 11]
#define __KERNEL_CS 96 [00000000 1100 0 00]
#define __KERNEL_DS 104 [00000000 1101 0 00]
方括號後是這四個段選擇符的16位二製表示，它們的索引號和T1欄位值也可以算出來了
__USER_DS index= 15 T1=0
__KERNEL_CS index= 12 T1=0
__KERNEL_DS index= 13 T1=0
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)：
.quad 0x00cf92000000ffff /* 0x68 kernel 4GB data at 0x00000000 */
.quad 0x00cffa000000ffff /* 0x73 user 4GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cff2000000ffff /* 0x7b user 4GB data at 0x00000000 */
按照前面段描述符表中的描述，可以把它們展開，發現其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欄位的值與線性地址的值總是相同的。！！！”
忽略了太多的細節，例如段的許可權檢查。呵呵。
Linux中，絕大部份程序並不例用LDT，除非使用Wine ，模擬Windows程式的時候。
4.CPU的頁式記憶體管理
CPU的頁式記憶體管理單元，負責把一個線性地址，最終翻譯為一個實體地址。從管理和效率的角度出發，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]的大陣列，共有2的20個次方個頁。這個大陣列我們稱之為頁目錄。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實體記憶體也劃分為固定長度的管理單位，它的長度一般與記憶體頁是一一對應的。
這裡注意到，這個total_page陣列有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位元組），那麼要單單要表示這麼一個數組，就要佔去4MB的記憶體空間。為了節省空間，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暫存器中，是進行地址轉換的開始點。萬里長征就從此長始了。
2、每一個活動的程序，因為都有其獨立的對應的虛似記憶體（頁目錄也是唯一的），那麼它也對應了一個獨立的頁目錄地址。——執行一個程序，需要將它的頁目錄地址放到cr3暫存器中，將別個的儲存下來。
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中取出程序的頁目錄地址（作業系統負責在排程程序的時候，把這個地址裝入對應暫存器）；
2、根據線性地址前十位，在陣列中，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（也是陣列）中找到頁的起始地址；
4、將頁的起始地址與線性地址中最後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。全部由硬體完成，雖然多了一道手續，但是節約了大量的記憶體，還是值得的。那麼再簡單地驗證一下：
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，也就是說有這麼多個頁表
每個目表對應了：2^10頁；
每個頁中可定址：2^12個位元組。
還是2^32 = 4GB
2、這樣的二級模式是否真的節約了空間；
也就是算一下頁目錄項和頁表項共佔空間 (2^10 * 4 + 2 ^10 *4) = 8KB。哎，……怎麼說呢！！！
紅色錯誤，標註一下，後文貼中有此討論。。。。。。
值得一提的是，雖然頁目錄和頁表中的項，都是4個位元組，32位，但是它們都只用高20位，低12位遮蔽為0——把頁表的低12遮蔽為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，大家都成整數增加。計算起來就方便多了。但是，為什麼同時也要把頁目錄低12位遮蔽掉呢？因為按同樣的道理，只要 遮蔽其低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資料結構，方便。
本貼只介紹一般性轉換的原理，擴充套件分頁、頁的保護機制、PAE模式的分頁這些麻煩點的東東就不囉嗦了……可以參考其它專業書籍。
5.Linux的頁式記憶體管理
原理上來講，Linux只需要為每個程序分配好所需資料結構，放到記憶體中，然後在排程程序的時候，切換暫存器cr3，剩下的就交給硬體來完成了（呵呵，事實上要複雜得多，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提供統一的介面。提供了一個四層頁管理架構，來相容這些二級、三級、四級管理架構的CPU。這四級分別為：
頁全域性目錄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）。
整個轉換依據硬體轉換原理，只是多了二次陣列的索引罷了，如下圖：
那麼，對於使用二級管理架構32位的硬體，現在又是四級轉換了，它們怎麼能夠協調地工作起來呢？嗯，來看這種情況下，怎麼來劃分線性地址吧！
從硬體的角度，32位地址被分成了三部份——也就是說，不管理軟體怎麼做，最終落實到硬體，也只認識這三位老大。
從軟體的角度，由於多引入了兩部份，，也就是說，共有五部份。——要讓二層架構的硬體認識五部份也很容易，在地址劃分的時候，將頁上級目錄和頁中間目錄的長度設定為0就可以了。
這樣，作業系統見到的是五部份，硬體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。
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，軟體與硬體再次和諧——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
核心對這個地址進行劃分
PGD = 0000100000
PUD = 0
PMD = 0
PT = 0101000111
offset = 001001011000
現在來理解Linux針對硬體的花招，因為硬體根本看不到所謂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中去查陣列（雖然它們兩個線上性地址中，長度為0，2^0 =1，也就是說，它們都是有一個數組元素的陣列），那麼，核心如何合理安排地址呢？
從軟體的角度上來講，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標。那麼所謂先到PUD，到到PMD中做對映轉換，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，因為硬體根本不知 道有PUD、PMD這個東西”。
然後交給硬體，硬體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)，在頁目錄陣列中索引，找到其元素中的地址，取其高20位，找到頁表的地址，頁表的地址是由核心動態分配的，接著，再加一個offset，就是最終的實體地址了。