标签：
逻辑地址（Logical Address）
是指由程序产生的与段相关的偏移地址部分。例如，你在进行C语言指针编程中，可以读取指针变量本身值(&操作)，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，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
保护模式下程序执行代码段限长内的偏移地址（假定代码段、数据段如果完全一样）。应用程序员仅需与逻辑地址打交道，而分段和分页机制对您来说是完全透明的，仅由系统编程人员涉及。应用程序员虽然自己可以直接操作内存，那也只能在操作系统给你分配的内存段操作。
如果是程序员，那么逻辑地址对你来说应该是轻而易举就可以理解的。我们在写C代码的时候经常说我们定义的结构体首地址的偏移量，函数的入口偏移量，数组首地址等等。当我们在考究这些概念的时候，其实是相对于你这个程序而言的。并不是对于整个操作系统而言的。也就是说，逻辑地址是相对于你所编译运行的具体的程序（或者叫进程吧，事实上在运行时就是当作一个进程来执行的）而言。你的编译好的程序的入口地址可以看作是首地址，而逻辑地址我们通常可以认为是在这个程序中，编译器为我们分配好的相对于这个首地址的偏移，或者说以这个首地址为起点的一个相对的地址值。
当我们双击一个可执行程序时，就是给操作系统提供了这个程序运行的入口地址。之后shell把可执行文件的地址传入内核。进入内核后，会fork一个新的进程出来，新的进程首先分配相应的内存区域。这里会碰到一个著名的概念叫做Copy
On
Write，即写时复制技术。这里不详细讲述，总之新的进程在fork出来之后，新的进程也就获得了整个的PCB结构，继而会调用exec函数转而去将磁盘中的代码加载到内存区域中。这时候，进程的PCB就被加入到可执行进程的队列中，当CPU调度到这个进程的时候就真正的执行了。
逻辑地址产生的历史背景：
追根求源，Intel的8位机8080CPU，数据总线（DB）为8位，地址总线（AB）为16位。那么这个16位地址信息也是要通过8位数据总线来传送，也是要在数据通道中的暂存器，以及在CPU中的寄存器和内存中存放的，但由于AB正好是
DB的整数倍，故不会产生矛盾！
但当上升到16位机后，Intel8086/8088CPU的设计由于当年IC集成技术和外封装及引脚技术的限制，不能超过40个引脚。但又感觉到8位机原来的地址寻址能力2^16＝64KB太少了，但直接增加到16的整数倍即令AB＝32位又是达不到的。故而只能把AB暂时增加4条成为20条。则
2^20＝1MB的寻址能力已经增加了16倍。但此举却造成了AB的20位和DB的16位之间的矛盾，20位地址信息既无法在DB上传送，又无法在16位的CPU寄存器和内存单元中存放。于是应运而生就产生了CPU段结构的原理。
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，或者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，那么线性地址可以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）。
物理地址（Physical Address）
是指出现在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（Virtual Memory）
是指计算机呈现出要比实际拥有的内存大得多的内存量。因此它允许程序员编制并运行比实际系统拥有的内存大得多的程序。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。一个很恰当的比喻是：你不需要很长的轨道就可以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）就可以完成这个任务。采取的方法是把后面的铁轨立刻铺到火车的前面，只要你的操作足够快并能满足要求，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Linux
0.11内核中，给每个程序（进程）都划分了总容量为64MB的虚拟内存空间。因此程序的逻辑地址范围是0x0000000到0x4000000。
有时我们也把逻辑地址称为虚拟地址。因为与虚拟内存空间的概念类似，逻辑地址也是与实际物理内存容量无关的。
逻辑地址与物理地址的“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。
虚拟地址到物理地址的转化方法是与体系结构相关的。一般来说有分段、分页两种方式。以现在的x86 cpu为例，分段分页都是支持的。Memory
Mangement
Unit负责从虚拟地址到物理地址的转化。逻辑地址是段标识+段内偏移量的形式，MMU通过查询段表，可以把逻辑地址转化为线性地址。如果cpu没有开启分页功能，那么线性地址就是物理地址；如果cpu开启了分页功能，MMU还需要查询页表来将线性地址转化为物理地址：
逻辑地址
----（段表）---> 线性地址 — （页表）—>
物理地址
不同的逻辑地址可以映射到同一个线性地址上；不同的线性地址也可以映射到同一个物理地址上；所以是多对一的关系。另外，同一个线性地址，在发生换页以后，也可能被重新装载到另外一个物理地址上。所以这种多对一的映射关系也会随时间发生变化。
分割线
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。
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。
还是以 mov 0x80495b0, %eax 中的地址为例分析一下线性地址转物理地址的过程。
前面说到Linux中逻辑地址等于线性地址，那么我们要转换的线性地址就是0x80495b0。转换的过程是由CPU自动完成的，Linux所要做的就是准备好转换所需的页目录表和页表（假设已经准备好，给页目录表和页表分配物理内存的过程很复杂，后面再分析）。
内核先将当前任务的页目录表的物理地址填入cr3寄存器。
线性地址 0x80495b0 转换成二进制后是 0000 1000 0000 0100 1001 0101 1011 0000，最高10位0000 1000 00的十进制是32，CPU查看页目录表第32项，里面存放的是页表的物理地址。线性地址中间10位00 0100 1001 的十进制是73，页表的第73项存储的是最终物理页的物理起始地址。物理页基地址加上线性地址中最低12位的偏移量，CPU就找到了线性地址最终对应的物理内存单元。
我们知道Linux中用户进程线性地址能寻址的范围是0 － 3G，那么是不是需要提前先把这3G虚拟内存的页表都建立好呢？一般情况下，物理内存是远远小于3G的，加上同时有很多进程都在运行，根本无法给每个进程提前建立3G的线性地址页表。Linux利用CPU的一个机制解决了这个问题。进程创建后我们可以给页目录表的表项值都填0，CPU在查找页表时，如果表项的内容为0,则会引发一个缺页异常，进程暂停执行，Linux内核这时候可以通过一系列复杂的算法给分配一个物理页，并把物理页的地址填入表项中，进程再恢复执行。当然进程在这个过程中是被蒙蔽的，它自己的感觉还是正常访问到了物理内存。
标签：
原文地址：http://www.cnblogs.com/losing-1216/p/4884483.html
