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。

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。

虚拟地址(virtual memory)

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。甚至多个进程可以使用相同的地址。不奇怪，因为转换后的物理地址并非相同的。

——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。

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。

地址转换

第一步：CPU段式管理中——逻辑地址转线性地址

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。

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：

通过段标识符中的索引号从GDT或者LDT找到该段的段描述符，段描述符中的base字段是段的起始地址

段描述符：Base字段，它描述了一个段的开始位置的线性地址。

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。

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。

段起始地址+ 段内偏移量 = 线性地址

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，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。

第一步：页式管理——线性地址转物理地址

再利用其页式内存管理单元，转换为最终物理地址。

linux假的段式管理

Intel要求两次转换，这样虽说是兼容了，但是却是很冗余，但是这是intel硬件的要求。

其它某些硬件平台，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。

在Linux下，逻辑地址与线性地址总是一致的，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。

linux页式管理

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。

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_page[2^20]的大数组，共有2的20个次方个页。

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。

每个进程都有自己的页目录，当进程处于运行态的时候，其页目录地址存放在cr3寄存器中。

每一个32位的线性地址被划分为三部份，【页目录索引(10位)：页表索引(10位)：页内偏移(12位)】

依据以下步骤进行转换：

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）；

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，而是一个页表的地址。（又引入了一个数组），页的地址被放到页表中去了。

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；

将页的起始地址与线性地址中最后12位相加。

目的：

内存节约：如果一级页表中的一个页表条目为空，那么那所指的二级页表就根本不会存在。这表现出一种巨大的潜在节约，因为对于一个典型的程序，4GB虚拟地址空间的大部份都会是未分配的；

32位，PGD = 10bit，PUD = PMD = 0，table = 10bit，offset = 12bit

64位，PUD和PMD ≠ 0