逻辑地址线性地址物理地址和虚拟地址理解.docx
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逻辑地址线性地址物理地址和虚拟地址理解
逻辑地址（LogicalAddress）是指由程式产生的和段相关的偏移地址部分。
例如，你在进行C语言指针编程中，能读取指针变量本身值（&操作），实际上这个值就是逻辑地址，他是相对于你当前进程数据段的地址，不和绝对物理地址相干。
只有在Intel实模式下，逻辑地址才和物理地址相等（因为实模式没有分段或分页机制,Cpu不进行自动地址转换）；逻辑也就是在Intel保护模式下程式执行代码段限长内的偏移地址（假定代码段、数据段如果完全相同）。
应用程式员仅需和逻辑地址打交道，而分段和分页机制对你来说是完全透明的，仅由系统编程人员涉及。
应用程式员虽然自己能直接操作内存，那也只能在操作系统给你分配的内存段操作。
线性地址（LinearAddress）是逻辑地址到物理地址变换之间的中间层。
程式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。
Intel80386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）。
物理地址（PhysicalAddress）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。
虚拟内存（VirtualMemory）是指计算机呈现出要比实际拥有的内存大得多的内存量。
因此他允许程式员编制并运行比实际系统拥有的内存大得多的程式。
这使得许多大型项目也能够在具有有限内存资源的系统上实现。
一个非常恰当的比喻是：
你不必非常长的轨道就能让一列火车从上海开到北京。
你只需要足够长的铁轨（比如说3公里）就能完成这个任务。
采取的方法是把后面的铁轨即时铺到火车的前面，只要你的操作足够快并能满足需求，列车就能象在一条完整的轨道上运行。
这也就是虚拟内存管理需要完成的任务。
在Linux0.11内核中，给每个程式（进程）都划分了总容量为64MB的虚拟内存空间。
因此程式的逻辑地址范围是0x0000000到0x4000000。
有时我们也把逻辑地址称为虚拟地址。
因为和虚拟内存空间的概念类似，逻辑地址也是和实际物理内存容量无关的。
逻辑地址和物理地址的“差距”是0xC0000000，是由于虚拟地址->线性地址->物理地址映射正好差这个值。
这个值是由操作系统指定的。
机理逻辑地址（或称为虚拟地址）到线性地址是由CPU的段机制自动转换的。
如果没有开启分页管理，则线性地址就是物理地址。
如果开启了分页管理，那么系统程式需要参和线性地址到物理地址的转换过程。
具体是通过设置页目录表和页表项进行的。
一、概念物理地址（physicaladdress）
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（virtualmemory）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（virtualmemory）。
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callA，而是call0x0811111111，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（logicaladdress）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（linearaddress）或也叫虚拟地址（virtualaddress）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（逻辑地址）转换为物理地址，需要进行两步：
首先将给定一个逻辑地址，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。
二、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，它又是什么索引呢？
这是“段描述符（segmentdescriptor）”，段描述符具体地址描述了一个段。
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，由8个字节组成，如下图：
图示比较复杂，可以利用一个数据结构来定义它，不过，在此只关心一样，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。
再看这张图比起来要直观些：
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。
三、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，硬件要求这样做了，软件就只能照办，形式主义。
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。
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。
include/asm-i386/segment.h
CODE:
#defineGDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS
#define__USER_CS（GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS*8+3）
#defineGDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS
#define__USER_DS（GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS*8+3）
#defineGDT_ENTRY_KERNEL_BASE
#defineGDT_ENTRY_KERNEL_CS（GDT_ENTRY_KERNEL_BASE+0）
#define__KERNEL_CS（GDT_ENTRY_KERNEL_CS*8）
#defineGDT_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：
CODE:
#define__USER_CS115[000000001110011]
#define__USER_DS123[000000001111011]
#define__KERNEL_CS96[000000001100000]
#define__KERNEL_DS104[000000001101000]
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
CODE:
__USER_CSindex=14T1=0
__USER_DSindex=15T1=0
__KERNEL_Cindex=12T1=0
__KERNEL_DSindex=13T1=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）：
CODE:
.quad0x00cf9a000000ffff/*0x60kernel4GBcodeat0x00000000*/
.quad0x00cf92000000ffff/*0x68kernel4GBdataat0x00000000*/
.quad0x00cffa000000ffff/*0x73user4GBcodeat0x00000000*/
.quad0x00cff2000000ffff/*0x7buser4GBdataat0x00000000*/
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。
四、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，转换为物理地址。
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（frame）、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，
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。
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。
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。
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，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。
五、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（事实上要复杂得多，在此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、页上级目录PUD、页中间目录PMD、页表PT。
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，四级转换怎么能够协调地工作呢？
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；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，也就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，此时不再把中间两个设为0了，这样，软件与硬件再次共建了和谐计算机系统——抽像，强大呀！
例如，一个逻辑地址已经被转换成了线性地址，0x08147258，换成二制进是：
00001000000101000111001001011000内核对这个地址进行划分PGD=0000100000PUD=0PMD=0PT=0101000111offset=001001011000
现在来理解Linux高招，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=0000100000PT=0101000111offset=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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