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突然发现这种资料多的是嘛 楼主可以参考一下
[ 本帖最后由 zklhp 于 2013-2-23 18:04 编辑 ]
突然发现这种资料多的是嘛 楼主可以参考一下
逻辑地址、线性地址、物理地址和虚拟地址
一、概念
物理地址(physical address)
用于内存芯片级的单元寻址，和处理器和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佳理解的一个，不过值得一提的是，虽然能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，不过事实上，这只是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，说他是“和地址总线 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，直接把物理地址和物理的内存一一对应，也是能接受的。也许错误的理解更利于形而上的抽像。
虚拟内存(virtual memory)
这是对整个内存（不要和机器上插那条对上号）的抽像描述。他是相对于物理内存来讲的，能直接理解成“不直实的”，“假的”内存，例如，一个0x08000000内存地址，他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，把他“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，一个程式，就能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），甚至多个进程能使用相同的地址。不奇怪，因为转换后的物理地址并非相同的。
??能把连接后的程式反编译看一下，发现连接器已为程式分配了一个地址，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址。
?? 不过不好意思，这样说，似乎又违背了Intel中段式管理中，对逻辑地址需求，“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，他也是个不真实的地址，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，因为直接能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，逻辑地址怎么转换为线性地址
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，或直接理解成数组下标??那他总要对应一个数组吧，他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，我是把他想像成，拿了一把刀，把虚拟内存，砍成若干的截?? 段）。这样，非常多个段描述符，就组了一个数组，叫“段描述符表”，这样，能通过段标识符的前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??也就是他究竟是怎么描述的，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：
这些东东非常复杂，虽然能利用一个数据结构来定义他，不过，我这里只关心相同，就是Base字段，他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，像绕口令相同。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，能在这个数组中，查找到对应的段描述符，这样，他了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，就能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需求两次转换，这样虽说是兼容了，不过却是非常冗余，呵呵，没办法，硬件需求这样做了，软件就只能照办，怎么着也得形式主义相同。
另一方面，其他某些硬件平台，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，像我们写年终总结相同。
include/asm-i386/segment.h
[Copy to clipboard]
[ - ]
CODE:
#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，他们的索引号和T1字段值也能算出来了
[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=0
T1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
.quad 0x00cf92000000ffff
.quad 0x00cffa000000ffff
.quad 0x00cff2000000ffff
按照前面段描述符表中的描述，能把他们展开，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，能得出重要的结论，“在Linux下，逻辑地址和线性地址总是一致（是一致，不是有些人说的相同）的，即逻辑地址的偏移量字段的值和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 ，仿真视窗系统程式的时候。
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，能用4KB为一个页来划分，这页，整个线性地址就被划分为一个tatol_page[2^20]的大数组， 共有2的20个次方个页。这个大数组我们称之为页目录。目录中的每一个目录项，就是个地址??对应的页的地址。
另一类“页”，我们称之为物理页，或是页框、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，他的长度一般和内存页是一一对应的。
这里注意到，这个total_page数组有2^20个成员，每个成员是个地址（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，他的地址放在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），那么他也对应了一个独立的页目录地址。??运行一个进程，需要将他的页目录地址放到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，把这个地址装入对应寄存器）；
2、根据线性地址前十位，在数组中，找到对应的索引项，因为引入了二级管理模式，页目录中的项，不再是页的地址，而是个页表的地址。（又引入了一个数组），页的地址被放到页表中去了。
3、根据线性地址的中间十位，在页表（也是数组）中找到页的起始地址；
4、将页的起始地址和线性地址中最后12位相加，得到最终我们想要的葫芦；
这个转换过程，应该说还是非常简单地。全部由硬件完成，虽然多了一道手续，不过节约了大量的内存，还是值得的。那么再简单地验证一下：
1、这样的二级模式是否仍能够表示4G的地址；
页目录共有：2^10项，也就是说有这么多个页表
每个目表对应了：2^10页；
每个页中可寻址：2^12个字节。
还是2^32 = 4GB
2、这样的二级模式是否真的节约了空间；
也就是算一下页目录项和页表项共占空间 (2^10 * 4 + 2 ^10 *4) = 8KB。哎，……怎么说呢！！！
红色错误，标注一下，后文贴中有此讨论。。。。。。
值 得一提的是，虽然页目录和页表中的项，都是4个字节，32位，不过他们都只用高20位，低12位屏蔽为0??把页表的低12屏蔽为0，是非常好理解的，因 为这样，他刚好和一个页面大小对应起来，大家都成整数增加。计算起来就方便多了。不过，为什么同时也要把页目录低12位屏蔽掉呢？因为按同样的道理，只要 屏蔽其低10位就能了，不过我想，因为12>10，这样，能让页目录和页表使用相同的数据结构，方便。
本贴只介绍一般性转换的原理，扩展分页、页的保护机制、PAE模式的分页这些麻烦点的东东就不?嗦了……能参考其他专业书籍。
5.Linux的页式内存管理
原理上来讲，Linux只需要为每个进程分配好所需数据结构，放到内存中，然后在调度进程的时候，转换寄存器cr3，剩下的就交给硬件来完成了（呵呵，事实上要复杂得多，不过偶只分析最基本的流程）。
前面说了i386的二级页管理架构，不过有些CPU，更有三级，甚至四级架构，Linux为了在更高层次提供抽像，为每个CPU提供统一的界面。提供了一个四层页管理架构，来兼容这些二级、三级、四级管理架构的CPU。这四级分别为：
页全局目录PGD（对应刚才的页目录）
页上级目录PUD（新引进的）
页中间目录PMD（也就新引进的）
页表PT（对应刚才的页表）。
整个转换依据硬件转换原理，只是多了二次数组的索引罢了，如下图：
那么，对于使用二级管理架构32位的硬件，目前又是四级转换了，他们怎么能够协调地工作起来呢？嗯，来看这种情况下，怎么来划分线性地址吧！
从硬件的角度，32位地址被分成了三部份??也就是说，不管理软件怎么做，最终落实到硬件，也只认识这三位老大。
从软件的角度，由于多引入了两部份，，也就是说，共有五部份。??要让二层架构的硬件认识五部份也非常容易，在地址划分的时候，将页上级目录和页中间目录的长度设置为0就能了。
这样，操作系统见到的是五部份，硬件还是按他死板的三部份划分，也不会出错，也就是说大家共建了和谐计算机系统。
这样，虽说是多此一举，不过考虑到64位地址，使用四层转换架构的CPU，我们就不再把中间两个设为0了，这样，软件和硬件再次和谐??抽像就是强大呀！！！
例如，一个逻辑地址已被转换成了线性地址，0x08147258，换成二制进，也就是：
0000100000 0101000111 001001011000
内核对这个地址进行划分
PGD = 0000100000
PUD = 0
PMD = 0
PT = 0101000111
offset = 001001011000
目 前来理解Linux针对硬件的花招，因为硬件根本看不到所谓PUD,PMD，所以，本质上需求PGD索引，直接就对应了PT的地址。而不是再到PUD和 PMD中去查数组（虽然他们两个在线性地址中，长度为0，2^0 =1，也就是说，他们都是有一个数组元素的数组），那么，内核怎么合理安排地址呢？
从 软件的角度上来讲，因为他的项只有一个，32位，刚好能存放和PGD中长度相同的地址指针。那么所谓先到PUD，到到PMD中做映射转换，就变成了保持原 值不变，一一转手就能了。这样，就实现了“逻辑上指向一个PUD，再指向一个PDM，但在物理上是直接指向相应的PT的这个抽像，因为硬件根本不知道有 PUD、PMD这个东西”。
然后交给硬件，硬件对这个地址进行划分，看到的是：
页目录 = 0000100000
PT = 0101000111
offset = 001001011000
嗯，先根据0000100000(32)，在页目录数组中索引，找到其元素中的地址，取其高20位，找到页表的地址，页表的地址是由内核动态分配的，接着，再加一个offset，就是最终的物理地址了。
一、概念
物理地址(physical address)
用于内存芯片级的单元寻址，和处理器和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佳理解的一个，不过值得一提的是，虽然能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，不过事实上，这只是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，说他是“和地址总线 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，直接把物理地址和物理的内存一一对应，也是能接受的。也许错误的理解更利于形而上的抽像。
虚拟内存(virtual memory)
这是对整个内存（不要和机器上插那条对上号）的抽像描述。他是相对于物理内存来讲的，能直接理解成“不直实的”，“假的”内存，例如，一个0x08000000内存地址，他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，把他“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，一个程式，就能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），甚至多个进程能使用相同的地址。不奇怪，因为转换后的物理地址并非相同的。
??能把连接后的程式反编译看一下，发现连接器已为程式分配了一个地址，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址。
?? 不过不好意思，这样说，似乎又违背了Intel中段式管理中，对逻辑地址需求，“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，他也是个不真实的地址，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，因为直接能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，逻辑地址怎么转换为线性地址
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，或直接理解成数组下标??那他总要对应一个数组吧，他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，我是把他想像成，拿了一把刀，把虚拟内存，砍成若干的截?? 段）。这样，非常多个段描述符，就组了一个数组，叫“段描述符表”，这样，能通过段标识符的前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??也就是他究竟是怎么描述的，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：
这些东东非常复杂，虽然能利用一个数据结构来定义他，不过，我这里只关心相同，就是Base字段，他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，像绕口令相同。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，能在这个数组中，查找到对应的段描述符，这样，他了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，就能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需求两次转换，这样虽说是兼容了，不过却是非常冗余，呵呵，没办法，硬件需求这样做了，软件就只能照办，怎么着也得形式主义相同。
另一方面，其他某些硬件平台，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，像我们写年终总结相同。
include/asm-i386/segment.h
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CODE:
#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)
把其中的宏替换成数值，则为：
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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，他们的索引号和T1字段值也能算出来了
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CODE:
__USER_CS index= 14 T1=0
__USER_DS index= 15 T1=0
__KERNEL_CS index= 12 T1=0
__KERNEL_DS index= 13 T1=0
T1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
.quad 0x00cf92000000ffff
.quad 0x00cffa000000ffff
.quad 0x00cff2000000ffff
按照前面段描述符表中的描述，能把他们展开，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，能得出重要的结论，“在Linux下，逻辑地址和线性地址总是一致（是一致，不是有些人说的相同）的，即逻辑地址的偏移量字段的值和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 ，仿真视窗系统程式的时候。
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，能用4KB为一个页来划分，这页，整个线性地址就被划分为一个tatol_page[2^20]的大数组， 共有2的20个次方个页。这个大数组我们称之为页目录。目录中的每一个目录项，就是个地址??对应的页的地址。
另一类“页”，我们称之为物理页，或是页框、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，他的长度一般和内存页是一一对应的。
这里注意到，这个total_page数组有2^20个成员，每个成员是个地址（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，他的地址放在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），那么他也对应了一个独立的页目录地址。??运行一个进程，需要将他的页目录地址放到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，把这个地址装入对应寄存器）；
2、根据线性地址前十位，在数组中，找到对应的索引项，因为引入了二级管理模式，页目录中的项，不再是页的地址，而是个页表的地址。（又引入了一个数组），页的地址被放到页表中去了。
3、根据线性地址的中间十位，在页表（也是数组）中找到页的起始地址；
4、将页的起始地址和线性地址中最后12位相加，得到最终我们想要的葫芦；
这个转换过程，应该说还是非常简单地。全部由硬件完成，虽然多了一道手续，不过节约了大量的内存，还是值得的。那么再简单地验证一下：
1、这样的二级模式是否仍能够表示4G的地址；
页目录共有：2^10项，也就是说有这么多个页表
每个目表对应了：2^10页；
每个页中可寻址：2^12个字节。
还是2^32 = 4GB
2、这样的二级模式是否真的节约了空间；
也就是算一下页目录项和页表项共占空间 (2^10 * 4 + 2 ^10 *4) = 8KB。哎，……怎么说呢！！！
红色错误，标注一下，后文贴中有此讨论。。。。。。
值 得一提的是，虽然页目录和页表中的项，都是4个字节，32位，不过他们都只用高20位，低12位屏蔽为0??把页表的低12屏蔽为0，是非常好理解的，因 为这样，他刚好和一个页面大小对应起来，大家都成整数增加。计算起来就方便多了。不过，为什么同时也要把页目录低12位屏蔽掉呢？因为按同样的道理，只要 屏蔽其低10位就能了，不过我想，因为12>10，这样，能让页目录和页表使用相同的数据结构，方便。
本贴只介绍一般性转换的原理，扩展分页、页的保护机制、PAE模式的分页这些麻烦点的东东就不?嗦了……能参考其他专业书籍。
5.Linux的页式内存管理
原理上来讲，Linux只需要为每个进程分配好所需数据结构，放到内存中，然后在调度进程的时候，转换寄存器cr3，剩下的就交给硬件来完成了（呵呵，事实上要复杂得多，不过偶只分析最基本的流程）。
前面说了i386的二级页管理架构，不过有些CPU，更有三级，甚至四级架构，Linux为了在更高层次提供抽像，为每个CPU提供统一的界面。提供了一个四层页管理架构，来兼容这些二级、三级、四级管理架构的CPU。这四级分别为：
页全局目录PGD（对应刚才的页目录）
页上级目录PUD（新引进的）
页中间目录PMD（也就新引进的）
页表PT（对应刚才的页表）。
整个转换依据硬件转换原理，只是多了二次数组的索引罢了，如下图：
那么，对于使用二级管理架构32位的硬件，目前又是四级转换了，他们怎么能够协调地工作起来呢？嗯，来看这种情况下，怎么来划分线性地址吧！
从硬件的角度，32位地址被分成了三部份??也就是说，不管理软件怎么做，最终落实到硬件，也只认识这三位老大。
从软件的角度，由于多引入了两部份，，也就是说，共有五部份。??要让二层架构的硬件认识五部份也非常容易，在地址划分的时候，将页上级目录和页中间目录的长度设置为0就能了。
这样，操作系统见到的是五部份，硬件还是按他死板的三部份划分，也不会出错，也就是说大家共建了和谐计算机系统。
这样，虽说是多此一举，不过考虑到64位地址，使用四层转换架构的CPU，我们就不再把中间两个设为0了，这样，软件和硬件再次和谐??抽像就是强大呀！！！
例如，一个逻辑地址已被转换成了线性地址，0x08147258，换成二制进，也就是：
0000100000 0101000111 001001011000
内核对这个地址进行划分
PGD = 0000100000
PUD = 0
PMD = 0
PT = 0101000111
offset = 001001011000
目 前来理解Linux针对硬件的花招，因为硬件根本看不到所谓PUD,PMD，所以，本质上需求PGD索引，直接就对应了PT的地址。而不是再到PUD和 PMD中去查数组（虽然他们两个在线性地址中，长度为0，2^0 =1，也就是说，他们都是有一个数组元素的数组），那么，内核怎么合理安排地址呢？
从 软件的角度上来讲，因为他的项只有一个，32位，刚好能存放和PGD中长度相同的地址指针。那么所谓先到PUD，到到PMD中做映射转换，就变成了保持原 值不变，一一转手就能了。这样，就实现了“逻辑上指向一个PUD，再指向一个PDM，但在物理上是直接指向相应的PT的这个抽像，因为硬件根本不知道有 PUD、PMD这个东西”。
然后交给硬件，硬件对这个地址进行划分，看到的是：
页目录 = 0000100000
PT = 0101000111
offset = 001001011000
嗯，先根据0000100000(32)，在页目录数组中索引，找到其元素中的地址，取其高20位，找到页表的地址，页表的地址是由内核动态分配的，接着，再加一个offset，就是最终的物理地址了。
[ 本帖最后由 zklhp 于 2013-2-23 18:04 编辑 ]
