逻辑地址 线性地址 虚拟地址 物理地址关系

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)
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。

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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：

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，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，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.h

1. #define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS        14
2. #define __USER_CS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS * 8 + 3)
3.  
4. #define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS        15
5. #define __USER_DS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS * 8 + 3)
6.  
7. #define GDT_ENTRY_KERNEL_BASE        12
8.  
9. #define GDT_ENTRY_KERNEL_CS                (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 0)
10. #define __KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_CS * 8)
11.  
12. #define GDT_ENTRY_KERNEL_DS                (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 1)
13. #define __KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_DS * 8)

复制代码

把其中的宏替换成数值，则为：

1. #define __USER_CS 115        [00000000 1110  0  11]
2. #define __USER_DS 123        [00000000 1111  0  11]
3. #define __KERNEL_CS 96      [00000000 1100  0  00]
4. #define __KERNEL_DS 104    [00000000 1101  0  00]

复制代码

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字段值也可以算出来了

1. __USER_CS              index= 14   T1=0
2. __USER_DS               index= 15   T1=0
3. __KERNEL_CS           index=  12  T1=0
4. __KERNEL_DS           index= 13   T1=0

复制代码

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)：

1.         .quad 0x00cf9a000000ffff        /* 0x60 kernel 4GB code at 0x00000000 */
2.         .quad 0x00cf92000000ffff        /* 0x68 kernel 4GB data at 0x00000000 */
3.         .quad 0x00cffa000000ffff        /* 0x73 user 4GB code at 0x00000000 */
4.         .quad 0x00cff2000000ffff        /* 0x7b user 4GB data at 0x00000000 */

复制代码

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，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_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2^20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。
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、将页的起始地址与线性地址中最后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，但是节约了大量的内存，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。。。。。。
按<深入理解计算机系统>中的解释,二级模式空间的节约是从两个方面实现的:
A、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；
B、只有一级页表才需要总是在主存中。虚拟存储器系统可以在需要时创建，并页面调入或调出二级页表，这就减少了主存的压力。只有最经常使用的二级页表才需要缓存在主存中。——不过Linux并没有完全享受这种福利，它的页表目录和与已分配页面相关的页表都是常驻内存的。

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，但是它们都只用高20位，低12位屏蔽为0——把页表的低12屏蔽为0，是很好理解的，因为这样，它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。但是，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位就可以了，不过我想，因为12>10，这样，可以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啰嗦了……可以参考其它专业书籍。

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，切换寄存器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，还有三级，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，现在又是四级转换了，它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很容易，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就可以了。
这样，操作系统见到的是五部份，硬件还是按它死板的三部份划分，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，但是考虑到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，软件与硬件再次和谐——抽像就是强大呀！！！

例如，一个逻辑地址已经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

现在来理解Linux针对硬件的花招，因为硬件根本看不到所谓PUD,PMD，所以，本质上要求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（虽然它们两个在线性地址中，长度为0，2^0 =1，也就是说，它们都是有一个数组元素的数组），那么，内核如何合理安排地址呢？
从软件的角度上来讲，因为它的项只有一个，32位，刚好可以存放与PGD中长度一样的地址指针。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，一一转手就可以了。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。

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2019-2-23更新

数据总线

数据总线是计算机中各组成部件之间进行数据传输时的公共通道。“内数据总线宽度”是指CPU芯片内部数据传送的宽度；“外数据总线宽度”是指CPU与外部数据交换时的数据宽度。

地址总线

地址总线是載对存储器或I/O端口进行访问时，传送由CPU提供的要访问的存储单元或I/O端口的地址信息的总线，其宽度决定了处理器能直接访问的主存容量的大小。

现在的微型计算机系统采用下图的三级存储器组织结构，即缓冲存储器Cache、主存、和外存。高速缓冲存储器Cache的使用，大大减少了CPU读取指令和操作数所需的时间，使CPU的执行速度显著提高。

在硬件工程师和普通用户看来，内存就是固化在主板上的内存条，但在应用程序员眼中，并不关心主板上内存条的容量，而是他们可以使用的内存空间，而对于OS开发者来说，则是介于二者之间，既需要知道物理内存的细节，也要为应用程序员提供一个内存空间。逻辑地址、线性地址和物理地址是计算机原理中很重要的三个概念。这三者密切联系又有本质不同。从逻辑地址到物理地址经过了这样的变换：逻辑地址->分段->线性地址->分页->物理地址。

逻辑地址

逻辑地址（Logic Address）是指由程序产生的与段相关的偏移地址部分。比如，在C程序中，可以使用&操作读取指针变量本身的值，实际上这个值就是逻辑地址。它是相对于你当前进程数据段的地址，和绝对物理地址不相干。只有在intel实模式下，逻辑地址才等同于物理地址。应用程序员仅需要和逻辑地址打交道，分段和分页机制对他们来说是透明的，仅由系统编程人员涉及。编译好的程序的入口地址可以看作是首地址，逻辑地址通常可以认为是编译器为我们分配好的相对于这个首地址的偏移。一个逻辑地址由段标识符和段内偏移量组成。总之，逻辑地址是相对于应用程序而言的。 逻辑地址有时也称虚拟地址。

线性地址

线性地址（Linear Address）是逻辑地址到物理地址变换之间的中间层。程序代码会产生逻辑地址，或说是段中的偏移地址，加上相应段的基地址就生成了一个线性地址。如果启用了分页机制，那么线性地址能再经变换以产生一个物理地址。若没有启用分页机制，那么线性地址直接就是物理地址。Intel 80386的线性地址空间容量为4G（2的32次方即32根地址总线寻址）。 需要注意的是，线性地址是抽象的，对于同一平台是大小固定的，比如32位地址总线，线性地址空间为4GB，对于每个进程都是这样。也就是说线性地址空间不是进程共享的，而是进程隔离的，每个进程都有相同大小的线性空间，一个进程对某一线性地址的访问与其他进程对同一线性地址的访问不冲突，得到的值也不尽相同。对于CPU来说，某一时刻只有一个进程在运行，这个进程就认为自己独占4GB的线性空间。当进程切换的时候，线性空间也随之切换。尽管线性空间的大小和内存大小之间没有关系，但是任何线性地址最后还是要转换为物理地址才能被CPU使用去访问物理内存。基于分页机制，4GB的线性地址一部分被映射到物理内存，一部分被映射到磁盘上的交换文件，一部分什么也没有映射。 逻辑地址到线性地址的转换如下图：

物理地址

物理地址（Physical Address）是指出目前CPU外部地址总线上的寻址物理内存的地址信号，是地址变换的最终结果地址。如果启用了分页机制，那么线性地址会使用页目录和页表中的项变换成物理地址。如果没有启用分页机制，那么线性地址就直接成为物理地址了。

分段机制

分段提供了隔绝各个代码段/数据段和堆栈段的机制，因此多个任务可以运行在同一处理器上而不互相干扰。从逻辑地址（虚拟地址）到线性地址经过了分段处理。分断机制来源于早期的intel 8086处理器，早期的处理器工艺无法在一个处理器上面封装40引脚，8086处理器地址总线宽度为20位，而寄存器的宽度只有16位。20位可寻址空间为1MB，而16位的寄存器无法一次读取20位的地址，这就产生了矛盾。为了解决这一矛盾，使CPU能够寻址1MB空间，这就引入了分段机制。将段寄存器的地址左移4位，加上16位的偏移就形成了一个20位的地址。 在Linux中没有分段管理，逻辑地址就是线性地址。

分页机制

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。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）叫做页目录项，页目录项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字节叫做页表项，页表项的内容为最终物理页的物理内存起始地址。

最低的12位表示物理页内的偏移。

对于一个要转换成物理地址的虚拟地址，CPU首先根据CR3中的值，找到页目录所在的物理页。然后根据虚拟地址的第22位到第31位这10位（最高的10bit)的值作为索引，找到相应的页目录项(PDE,page directory entry),页目录项中有这个虚拟地址所对应页表的物理地址。有了页表的物理地址，根据虚拟地址的第12位到第21位这10位的值作为索引，找到该页表中相应的页表项(PTE,page table entry),页表项中就有这个虚拟地址所对应物理页的物理地址。最后用虚拟地址的最低12位，也就是页内偏移，加上这个物理页的物理地址，就得到了该虚拟地址所对应的物理地址。

下面是一个例子：

参考资料

• 逻辑地址、线性地址、物理地址和虚拟地址理解
• 分段与分页机制小结
• Linux下逻辑地址-线性地址-物理地址图解
• 虚拟地址