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1、一、概念物理地址(physical address)用于内存芯片级的单元寻址，与处理器和 CPU 连接的地址总线相对应。这个概念应该是这几个概念中最好理解的一个，但是值得一提的是，虽然可以直接把物理地址理解成插在机器上那根内存本身，把内存看成一个从 0 字节一直到最大空量逐字节的编号的大数组，然后把这个数组叫做物理地址，但是事实上，这只是一个硬件提供给软件的抽像，内存的寻址方式并不是这样。所以，说它是“与地址总线相对应”，是更贴切一些，不过抛开对物理内存寻址方式的考虑，直接把物理地址与物理的内存一一对应，也是可以接受的。也许错误的理解更利于形而上的抽像。虚拟内存(virtual memory)
2、这是对整个内存（不要与机器上插那条对上号）的抽像描述。它是相对于物理内存来讲的，可以直接理解成“不直实的”，“假的”内存，例如，一个 0x08000000 内存地址，它并不对就物理地址上那个大数组中 0x08000000 - 1 那个地址元素；之所以是这样，是因为现代操作系统都提供了一种内存管理的抽像，即虚拟内存（virtual memory）。进程使用虚拟内存中的地址，由操作系统协助相关硬件，把它“转换”成真正的物理地址。这个“转换”，是所有问题讨论的关键。有了这样的抽像，一个程序，就可以使用比真实物理地址大得多的地址空间。（拆东墙，补西墙，银行也是这样子做的），甚至多个进程可以使用相同的地
3、址。不奇怪，因为转换后的物理地址并非相同的。可以把连接后的程序反编译看一下，发现连接器已经为程序分配了一个地址，例如，要调用某个函数 A，代码不是 call A，而是 call 0x0811111111 ，也就是说，函数 A 的地址已经被定下来了。没有这样的“转换”，没有虚拟地址的概念，这样做是根本行不通的。打住了，这个问题再说下去，就收不住了。逻辑地址(logical address)Intel 为了兼容，将远古时代的段式内存管理方式保留了下来。逻辑地址指的是机器语言指令中，用来指定一个操作数或者是一条指令的地址。以上例，我们说的连接器为 A 分配的 0x08111111 这个地址就是逻辑地
4、址。不过不好意思，这样说，好像又违背了 Intel 中段式管理中，对逻辑地址要求，“一个逻辑地址，是由一个段标识符加上一个指定段内相对地址的偏移量，表示为 段标识符：段内偏移量，也就是说，上例中那个 0x08111111，应该表示为A 的代码段标识符: 0x08111111，这样，才完整一些”线性地址(linear address)或也叫虚拟地址(virtual address)跟逻辑地址类似，它也是一个不真实的地址，如果逻辑地址是对应的硬件平台段式管理转换前地址的话，那么线性地址则对应了硬件页式内存的转换前地址。-CPU 将一个虚拟内存空间中的地址转换为物理地址，需要进行两步：首先将给定一个
5、逻辑地址（其实是段内偏移量，这个一定要理解！），CPU 要利用其段式内存管理单元，先将为个逻辑地址转换成一个线程地址，再利用其页式内存管理单元，转换为最终物理地址。这样做两次转换，的确是非常麻烦而且没有必要的，因为直接可以把线性地址抽像给进程。之所以这样冗余，Intel 完全是为了兼容而已。2、CPU 段式内存管理，逻辑地址如何转换为线性地址一个逻辑地址由两部份组成，段标识符: 段内偏移量。段标识符是由一个 16 位长的字段组成，称为段选择符。其中前13 位是一个索引号。后面 3 位包含一些硬件细节，如图：最后两位涉及权限检查，本贴中不包含。索引号，或者直接理解成数组下标那它总要对应一个数组吧
6、，它又是什么东东的索引呢？这个东东就是“段描述符(segment descriptor)”，呵呵，段描述符具体地址描述了一个段（对于“段”这个字眼的理解，我是把它想像成，拿了一把刀，把虚拟内存，砍成若干的截段）。这样，很多个段描述符，就组了一个数组，叫“段描述符表”，这样，可以通过段标识符的前 13 位，直接在段描述符表中找到一个具体的段描述符，这个描述符就描述了一个段，我刚才对段的抽像不太准确，因为看看描述符里面究竟有什么东东也就是它究竟是如何描述的，就理解段究竟有什么东东了，每一个段描述符由 8 个字节组成，如下图：这些东东很复杂，虽然可以利用一个数据结构来定义它，不过，我这里只关心一样，
7、就是 Base 字段，它描述了一个段的开始位置的线性地址。Intel 设计的本意是，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，例如每个进程自己的，就放在所谓的“局部段描述符表(LDT)”中。那究竟什么时候该用 GDT，什么时候该用 LDT 呢？这是由段选择符中的T1 字段表示的，=0，表示用 GDT，=1 表示用 LDT。GDT 在内存中的地址和大小存放在 CPU 的 gdtr 控制寄存器中，而 LDT 则在 ldtr 寄存器中。好多概念，像绕口令一样。这张图看起来要直观些：首先，给定一个完整的逻辑地址段选择符：段内偏移地址，1、看段选择符的 T1=0 还是 1，知
8、道当前要转换是 GDT 中的段，还是 LDT 中的段，再根据相应寄存器，得到其地址和大小。我们就有了一个数组了。2、拿出段选择符中前 13 位，可以在这个数组中，查找到对应的段描述符，这样，它了 Base，即基地址就知道了。3、把 Base + offset，就是要转换的线性地址了。还是挺简单的，对于软件来讲，原则上就需要把硬件转换所需的信息准备好，就可以让硬件来完成这个转换了。OK，来看看 Linux 怎么做的。3、Linux 的段式管理Intel 要求两次转换，这样虽说是兼容了，但是却是很冗余，呵呵，没办法，硬件要求这样做了，软件就只能照办，怎么着也得形式主义一样。另一方面，其它某些硬件平
9、台，没有二次转换的概念，Linux 也需要提供一个高层抽像，来提供一个统一的界面。所以，Linux 的段式管理，事实上只是“哄骗”了一下硬件而已。按照 Intel 的本意，全局的用 GDT，每个进程自己的用 LDT不过 Linux 则对所有的进程都使用了相同的段来对指令和数据寻址。即用户数据段，用户代码段，对应的，内核中的是内核数据段和内核代码段。这样做没有什么奇怪的，本来就是走形式嘛，像我们写年终总结一样。include/asm-i386/segment.hCopy to clipboard - CODE:#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS 14#define
10、 _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_ENT
11、RY_KERNEL_BASE + 1)#define _KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_DS * 8)把其中的宏替换成数值，则为：Copy to clipboard - CODE:#define _USER_CS 115 00000000 1110 0 11#define _USER_DS 123 00000000 1111 0 11#define _KERNEL_CS 96 00000000 1100 0 00#define _KERNEL_DS 104 00000000 1101 0 00方括号后是这四个段选择符的 16 位二制表示，它们的索引号和 T1 字段值也可
12、以算出来了Copy to clipboard - CODE:_USER_CS index= 14 T1=0_USER_DS index= 15 T1=0_KERNEL_CS index= 12 T1=0_KERNEL_DS index= 13 T1=0T1 均为 0，则表示都使用了 GDT，再来看初始化 GDT 的内容中相应的 12-15 项(arch/i386/head.S)：Copy to clipboard - CODE:.quad 0x00cf9a000000ffff /* 0x60 kernel 4GB code at 0x00000000 */.quad 0x00cf9200000
13、0ffff /* 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，可以把它们展开，发现其 16-31 位全为 0，即四个段的基地址全为 0。这样，给定一个段内偏移地址，按照前面转换公式，0 + 段内偏移，转换为线性地址，可以得出重要的结论，“在Linux 下，逻辑地址与线性地址总是一致（是一致
14、，不是有些人说的相同）的，即逻辑地址的偏移量字段的值与线性地址的值总是相同的。！”忽略了太多的细节，例如段的权限检查。呵呵。Linux 中，绝大部份进程并不例用 LDT，除非使用 Wine ，仿真 Windows 程序的时候。4.CPU 的页式内存管理CPU 的页式内存管理单元，负责把一个线性地址，最终翻译为一个物理地址。从管理和效率的角度出发，线性地址被分为以固定长度为单位的组，称为页(page)，例如一个 32 位的机器，线性地址最大可为 4G，可以用 4KB 为一个页来划分，这页，整个线性地址就被划分为一个 tatol_page220的大数组，共有 2 的 20 个次方个页。这个大数组我
15、们称之为页目录。目录中的每一个目录项，就是一个地址对应的页的地址。另一类“页”，我们称之为物理页，或者是页框、页桢的。是分页单元把所有的物理内存也划分为固定长度的管理单位，它的长度一般与内存页是一一对应的。这里注意到，这个 total_page 数组有 220 个成员，每个成员是一个地址（32 位机，一个地址也就是 4 字节），那么要单单要表示这么一个数组，就要占去 4MB 的内存空间。为了节省空间，引入了一个二级管理模式的机器来组织分页单元。文字描述太累，看图直观一些：如上图，1、分页单元中，页目录是唯一的，它的地址放在 CPU 的 cr3 寄存器中，是进行地址转换的开始点。万里长征就从此长始了。2、每一个活动的进程，因为都有其独立的对应的虚似内存（页目录也是唯一的），那么它也对应了一个独立的页目录地址。运行一个进程，需要将它的页目录地址放到 cr3 寄存器中，将别个的保存下来。3、每一个 32 位的线性地址被划分为三部份，面目录索引(10 位)：页表索引(10 位)：偏移(12 位)依据以下步骤进行转换：1、从 cr3 中取出进程的页目录地址（操作系统负责在调度进程的时候，把这个地址装入对
