Linux下逻辑地址-线性地址-物理地址详解 _Linux

一、逻辑地址转线性地址
机器语言指令中出现的内存地址，都是逻辑地址，需要转换成线性地址，再经过MMU(CPU中的内存管理单元)转换成物理地址才能够被访问到。
我们写个最简单的hello world程序，用gccs编译，再反编译后会看到以下指令：
mov 0x80495b0, %eax
这里的内存地址0x80495b0 就是一个逻辑地址，必须加上隐含的DS 数据段的基地址，才能构成线性地址。也就是说 0x80495b0 是当前任务的DS数据段内的偏移。
在x86保护模式下，段的信息（段基线性地址、长度、权限等）即段描述符占8个字节，段信息无法直接存放在段寄存器中（段寄存器只有2字节）。Intel的设计是段描述符集中存放在GDT或LDT中，而段寄存器存放的是段描述符在GDT或LDT内的索引值(index) 。
linux中逻辑地址等于线性地址。为什么这么说呢？因为Linux所有的段（用户代码段、用户数据段、内核代码段、内核数据段）的线性地址都是从 0x00000000 开始，长度4G，这样线性地址=逻辑地址+ 0x00000000，也就是说逻辑地址等于线性地址了。
这样的情况下Linux只用到了GDT，不论是用户任务还是内核任务，都没有用到LDT 。GDT的第12和13项段描述符是 __KERNEL_CS 和__KERNEL_DS，第14和15项段描述符是 __USER_CS 和__USER_DS 。内核任务使用__KERNEL_CS 和__KERNEL_DS，所有的用户任务共用__USER_CS 和__USER_DS，也就是说不需要给每个任务再单独分配段描述符。内核段描述符和用户段描述符虽然起始线性地址和长度都一样，但DPL(描述符特权级)是不一样的。__KERNEL_CS 和__KERNEL_DS 的DPL值为0（最高特权），__USER_CS 和__USER_DS的DPL值为3 。
用gdb调试程序的时候，用info reg 显示当前寄存器的值：
cs 0x73 115
ss 0x7b 123
ds 0x7b 123
es 0x7b 123
可以看到ds值为0x7b, 转换成二进制为 00000000 01111011，TI字段值为0,表示使用GDT，GDT索引值为 01111，即十进制15，对应的就是GDT内的__USER_DATA 用户数据段描述符。
从上面可以看到，Linux在x86的分段机制上运行，却通过一个巧妙的方式绕开了分段。
Linux主要以分页的方式实现内存管理。

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二、线性地址转物理地址
前面说了Linux中逻辑地址等于线性地址，那么线性地址怎么对应到物理地址呢？这个大家都知道，那就是通过分页机制，具体的说，就是通过页表查找来对应物理地址。
准确的说分页是CPU提供的一种机制，Linux只是根据这种机制的规则，利用它实现了内存管理。
在保护模式下，控制寄存器CR0的最高位PG位控制着分页管理机制是否生效，如果PG=1，分页机制生效，需通过页表查找才能把线性地址转换物理地址。如果PG=0，则分页机制无效，线性地址就直接做为物理地址。
分页的基本原理是把内存划分成大小固定的若干单元，每个单元称为一页（page），每页包含4k字节的地址空间（为简化分析，我们不考虑扩展分页的情况）。这样每一页的起始地址都是4k字节对齐的。为了能转换成物理地址，我们需要给CPU提供当前任务的线性地址转物理地址的查找表，即页表(page table) 。注意，为了实现每个任务的平坦的虚拟内存，每个任务都有自己的页目录表和页表。
为了节约页表占用的内存空间，x86将线性地址通过页目录表和页表两级查找转换成物理地址。
32位的线性地址被分成3个部分：
最高10位 Directory 页目录表偏移量，中间10位 Table是页表偏移量，最低12位Offset是物理页内的字节偏移量。
页目录表的大小为4k（刚好是一个页的大小），包含1024项，每个项4字节（32位），项目里存储的内容就是页表的物理地址。如果页目录表中的页表尚未分配，则物理地址填0 。
页表的大小也是4k，同样包含1024项，每个项4字节，内容为最终物理页的物理内存起始地址。
每个活动的任务，必须要先分配给它一个页目录表，并把页目录表的物理地址存入cr3寄存器。页表可以提前分配好，也可以在用到的时候再分配。