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一. 概念介绍：
1.线性地址（linear address）（也称虚拟地址virtual address）：是一个32位无符号整数，用来表示高达4GB的地址。
2.物理地址（physical address）：实际地址。
3.VM 即虚拟内存 ，PM 即物理内存
4.(1)PGD(Page Global Directory) 即页全局目录。
(2)PUD(Page Upper Directory)即页上级目录。
(3)PMD(Page Middle Directory)即页中间目录。
(4)PT即页面表， PT中的表项称为PTE， 是“Page Table Entry”的缩写。
5.offset 即位移量，偏移量。
二. 模型分析：
Linux从2.6.11开始采用四级分页模型：(为了适用于32位和64位系统),linux目前采用的也是四级分页机制，所以我的讨论也基于此。
1. 线性地址
不管系统采用多少级分页模型，线性地址本质上都是索引+偏移量的形式，甚至你可以将整个线性地址看作N+1个索引的组合，N是系统采用的分页级数。在四级分页模型下，线性地址被分为5部分，如下图1：
图１
在线性地址中，每个页表索引即代表线性地址在对应级别的页表中中关联的页表项。正是这种索引与页表项的对应关系形成了整个页表映射机制。
2. 页表
多个页表项的集合则为页表，一个页表内的所有页表项是连续存放的。页表本质上是一堆数据，因此也是以页为单位存放在主存中的。因此，在虚拟地址转化物理物理地址的过程中，每访问一级页表就会访问一次内存。
3. 页表项
从四种页表项的数据结构可以看出，每个页表项其实就是一个无符号长整型数据。每个页表项分两大类信息：页框基地址和页的属性信息。在x86-32体系结构中，每个页表项的结构图2如下：
图２
这个图是一个通用模型，其中页表项的前20位是物理页的基地址。由于32位的系统采用4kb大小的 页，因此每个页表项的后12位均为0。内核将后12位充分利用，每个位都表示对应虚拟页的相关属性。
不管是哪一级的页表，它的功能就是建立虚拟地址和物理地址之间的映射关系，一个页和一个页框之间的映射关系体现在页表项中。
上图中的物理页基地址是 个抽象的说明，如果当前的页表项位于页全局目录中，这个物理页基址是指页上级目录所在物理页的基地址；如果当前页表项位于页表中，这个物理页基地址是指最 终要访问数据所在物理页的基地址。
三. 转换机制介绍：
如下图3所示，线性地址到物理地址的转换机制结构图：
图３
基本过程如下：
1.从CR3寄存器中读取页目录所在物理页面的基址(即所谓的页目录基址)，从线性地址的第一部分获取页目录项的索引，两者相加得到页目录项的物理地址。
2.第一次读取内存得到pgd_t结构的目录项，从中取出物理页基址取出(具体位数与平台相关，如果是32系统，则为20位)，即页上级页目录的物理基地址。
3.从线性地址的第二部分中取出页上级目录项的索引，与页上级目录基地址相加得到页上级目录项的物理地址。
4.第二次读取内存得到pud_t结构的目录项，从中取出页中间目录的物理基地址。
5.从线性地址的第三部分中取出页中间目录项的索引，与页中间目录基址相加得到页中间目录项的物理地址。
6.第三次读取内存得到pmd_t结构的目录项，从中取出页表的物理基地址。
7.从线性地址的第四部分中取出页表项的索引，与页表基址相加得到页表项的物理地址。
8.第四次读取内存得到pte_t结构的目录项，从中取出物理页的基地址。
9.从线性地址的第五部分中取出物理页内偏移量，与物理页基址相加得到最终的物理地址。
10.第五次读取内存得到最终要访问的数据。
整个过程是比较机械的，每次转换先获取物理页基地址，再从线性地址中获取索引，合成物理地址后再访问内存。不管是页表还是要访问的数据都是以页为单 位存放在主存中的，因此每次访问内存时都要先获得基址，再通过索引(或偏移)在页内访问数据，因此可以将线性地址看作是若干个索引的集合。
举例分析:
某任务加载后，在4GB虚拟地址空间创建了一个段，起始地址为0x00800000, 段界限为0x5000，字节粒度。当前任务执行时，段寄存器DS指向该段。又假设执行了下面一条指令: mov edx, [0x1050]，问此时对应的物理地址是多少？
答：此时，段部件会输出线性地址0x00801050。在没有开启分页机制时， 这就是要访问的物理地址。但现在开启了分页机制，所以这是一个下虚拟地址，要经过页部件转换，才能得到物理地址。
如下图4所示，处理器的页部件专门负责线性地址到物理地址的转换工作。它首先将段部件送来的32位线性地址分为3段，分别是高10位，中间10位，低12位。高10位是页目录的索引，中间10位是页表的索引，低12位则作为页内偏移量来用。
图４
当前任务页目录的物理地址在处理器的CR3寄存器中，假设它的内容为0x00005000 。段管理部件输出的线性地址是0x00801050 。其二进制的形式如图中给出。高10位是十六进制的0x002。它是页目录表内的索引，处理器将它乘以4(因为每个目录项4字节)。作为偏移量访问页目录。最终处理器从物理地址00005008处取得页表的物理地址0x08001000。
线性地址的中间10位为0x001，处理器用它作为页表索引取得页的物理地址。将该值乘以4，作为偏移量访问页表。最终，处理器又从物理地址08001004处取得页的物理地址，这就是我们一直努力寻找的那个页。
页的物理地址是0x0000C000，而线性地址的低12位是数据所在的页内偏移量，故处理器将它们相加，得到物理地址0x0000C050，这就是线性地址0x00801050所对应的物理地址，要访问的数据就在这里。
当任务加载时，操作系统先创建虚拟的段，并根据段地址的高20位决定它要用到哪些页目录项和页表项。然后，寻找空闲的页，将原本应该写入段中的数据写到一个或者多个页中，并将页的物理地址填写到相对应的页表项中。只有这样做了，当程序运行的时候，才能以相反的顺序进行地址变换，并找到正确的数据。
四. 为什么采用分页机制：
其实它的主要目的在于实现虚拟存储器。分页是通过内存控制单元（MMU）进行的。分页使得线性地址转换为物理地址。在分页中，为了效率起见，将线性地址分成固定长度，称为页，与页长度一致的是页框（物理页）。每个页框包含一个页。把线性地址映射到物理地址的数据结构称为页表。页表存放在主存之中，并在启用分页之前由内核对其进行初始化。
另外，因为分页机制的存在，程序使用的都是线性地址空间，而不再直接是物理地址。这好像是操作系统位应用程序提供了一个不依赖于硬件（物理内存）的平台，应用程序不必关心实际上有多少物理内存，也不必关心正在使用的是哪一段内存，甚至不必关心某一个地址是在物理内存里面还是在硬盘中。只要像操作系统申请就行，而操作系统全权负责了这其中的转换工作。
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原文地址：http://www.cnblogs.com/fxxg1079120772/p/4526216.html
