文章目录物理地址(physical address )虚拟地址(virtual memory )逻辑地址(logical address )线性地址)或者虚拟地址(virtual address )地址转换
物理地址(physical address )
用于存储器芯片级单元寻址，对应处理器和CPU连接的地址总线。
可以将物理地址理解为直接连接到计算机的内存本身，将内存视为一个从0字节到最大可用空间按字节编号的大数组，也可以将其称为物理地址，但实际上这是硬件为软件提供的抽象。 所以，说“支持地址总线”更合适，但也可以理解无视物理存储器寻址方式的想法，直接将物理地址和物理存储器一一对应。 错误的理解可能有助于形而上的抽象。
“虚拟地址”(virtual memory )这是整个内存(请勿在计算机上插入该对)的抽象描述。 这对于物理存储器，可以直接理解为“不真实”、“虚假”的存储器。 例如，0x08000000存储器地址不是物理地址上的大的排列中的0x08000000 - 1的地址要素。
因为所有现代操作系统都提供了内存管理抽象，即虚拟内存(virtual memory )。 该进程使用虚拟内存中的地址来帮助操作系统执行相关的硬件，并将其“转换”为真正的物理地址。 这一“转变”是所有问题讨论的关键。
有了这样的抽象，程序可以使用比实际物理地址大得多的地址空间。 也可以在多个进程中使用相同的地址。 不足为奇。 因为转换后的物理地址不一样。
如果尝试反编译——连接后的程序，您会发现连接器为该程序分配了地址。 例如，要调用函数a，代码将是call0x0811111111，而不是call A。 也就是说，函数a的地址已经确定。 如果没有这样的“转换”，如果没有虚拟地址的概念，就不能这样做。
逻辑地址Intel为了兼容性，保留了太古时期的阶段性存储器管理方式。 逻辑地址是指在机器语言指令中用于指定操作数或指令的地址。 在上面的示例中，连接器分配给a的地址0x08111111是逻辑地址。
——，很抱歉。 这似乎违背了Intel中段管理中对逻辑地址的要求。 “逻辑地址是段标识符加上指定了段内相相对地址的偏移，表示为[段标识符：段内偏移]。 也就是说，以上示例中的0x08111111应该表示为[A的代码段标识符：x]
与逻辑地址(也称为线性地址(linear address )或虚拟地址)类似，但这也是不现实的地址。 如果逻辑地址是对应硬件平台的段管理预转换地址，则线性地址对应硬件页存储器的预转换地址。
地址转换第一步：CPU段式管理中——逻辑地址转线性地址
CPU利用段内存管理单元将逻辑地址转换为线程地址。
1个逻辑地址由【段识别符：段内偏移】2部分构成。
段标识符由称为段选择器的16位字段组成。 前13位是索引号。 接下来的三位包含如图所示的硬件详细信息。
段的段描述符是根据段标识符中的索引号从GDT或LDT中检索的。 段描述符中的base字段是段的开始地址
段描述符：用于描述段开始位置的线性地址的Base字段。
一些全局段描述符被放置在“全局段描述符表(GDT )”中，一些本地的(例如每个过程本身)被放置在所谓的“本地段描述符表(LDT )”中。
GDT内存中的地址和大小存储在CPU的gdtr控制寄存器中，LDT存储在ldtr寄存器中。
段开头地址段内偏移=线性地址
首先，给出完整的逻辑地址[段选择器：段内偏移地址]，
1、查看段选择器的T1=0或1，知道当前要转换的是GDT段还是LDT段，并从相应的寄存器获得其地址和尺寸。 我们有一个数组。
2、取出段选择器的前13位，在该数组中可以找到对应的段描述符。 这样的话，就知道了Base，也就是基地址。
3、将Base offset转换为线性地址。
步骤1 :页面管理——从线性地址到物理地址
利用其页面内存管理单元，将其转换为最终的物理地址。
linux的虚假段管理
Intel要求进行两次转换。 虽说这样兼容，但也有冗余。 但是，这是Intel硬件的要求。
其他硬件平台没有二次变换的概念，Linux也需要高级抽象才能提供统一的接口。
所以，Linux的段管理实际上只是“欺骗”了硬件。
根据Intel的意图，全球使用GDT，每个进程都使用自己的LDT——，而Linux对所有进程使用同一段来寻址指令和数据。 也就是说，与用户段、用户代码段相对应，内核中的是内核段和内核代码段。
在Linux上，逻辑地址和线性地址始终匹配
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，线性地址最英勇的大雁为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