邏輯位址轉線性位址
機器語言指令中出現的記憶體位址，都是邏輯位址，需要轉換成線性位址，再經過 mmu (cpu中的記憶體管理單元)轉換成實體地址才能夠被訪問到。
我們寫個最簡單的 hello world 程式，用 gcc 編譯，再反彙編後會看到以下指令：
mov 0x80495b0
,%eax
這裡的記憶體位址0x80495b0 就是乙個邏輯位址，必須加上隱含的 ds 資料段的基位址，才能構成線性位址。也就是說0x80495b0是當前任務的ds資料段內的偏移。
在x86保護模式下，段的資訊（段基線性位址、長度、許可權等）即段描述符佔8個位元組，段資訊無法直接存放在段暫存器中（段暫存器只有2位元組）。intel 的設計是段描述符集中存放在gdt或ldt中，而段暫存器存放的是段描述符在gdt或ldt內的索引值(index)。
linux中邏輯位址等於線性位址。為什麼這麼說呢？因為linux所有的段（使用者**段、使用者資料段、核心**段、核心資料段）的線性位址都是從0×00000000開始，長度4g，這樣線性位址=邏輯位址+ 0×00000000，也就是說邏輯位址等於線性位址了。
這樣的情況下linux只用到了gdt，不論是使用者任務還是核心任務，都沒有用到ldt。gdt的第12和13項段描述符是__kernel_cs和__kernel_ds，第14和15項段描述符是__user_cs和__user_ds。核心任務使用__kernel_cs和__kernel_ds，所有的使用者任務共用__user_cs和__user_ds，也就是說不需要給每個任務再單獨分配段描述符。核心段描述符和使用者段描述符雖然起始線性位址和長度都一樣，但dpl(描述符特權級)是不一樣的。__kernel_cs和__kernel_ds 的dpl值為0（最高特權），__user_cs和__user_ds的dpl值為3。
用gdb除錯程式的時候，用info reg顯示當前暫存器的值：
cs 0×73 115
ss 0x7b 123
ds 0x7b 123
es0x7b
123
可以看到ds值為0x7b,轉換成二進位制為00000000 01111011，ti字段值為0,表示使用gdt，gdt索引值為01111，即十進位制15，對應的就是gdt內的__user_ds使用者資料段描述符。
從上面可以看到，linux在x86的分段機制上執行，卻通過乙個巧妙的方式繞開了分段。
linux主要以分頁的方式實現記憶體管理。
圖1-2 邏輯位址轉線性位址
二、線性位址轉實體地址
前面說了linux中邏輯位址等於線性位址，那麼線性位址怎麼對應到實體地址呢？這個大家都知道，那就是通過分頁機制，具體的說，就是通過頁表查詢來對應實體地址。
準確的說分頁是cpu提供的一種機制，linux只是根據這種機制的規則，利用它實現了記憶體管理。
在保護模式下，控制暫存器cr0的最高位pg位控制著分頁管理機制是否生效，如果pg=1，分頁機制生效，需通過頁表查詢才能把線性位址轉換實體地址。如果pg=0，則分頁機制無效，線性位址就直接做為實體地址。
分頁的基本原理是把記憶體劃分成大小固定的若干單元，每個單元稱為一頁（page），每頁包含4k位元組的位址空間（為簡化分析，我們不考慮擴充套件分頁的情況）。這樣每一頁的起始位址都是4k位元組對齊的。為了能轉換成實體地址，我們需要給cpu提供當前任務的線性位址轉實體地址的查詢表，即頁表(page table)。注意，為了實現每個任務的平坦的虛擬記憶體，每個任務都有自己的頁目錄表和頁表。
為了節約頁表占用的記憶體空間，x86將線性位址通過頁目錄表和頁表兩級查詢轉換成實體地址。
32位的線性位址被分成3個部分：
最高10位directory頁目錄表偏移量，中間10位table是頁表偏移量，最低12位offset是物理頁內的位元組偏移量。
頁目錄表的大小為4k（剛好是乙個頁的大小），包含1024項，每個項4位元組（32位），專案裡儲存的內容就是頁表的實體地址。如果頁目錄表中的頁表尚未分配，則實體地址填0。
頁表的大小也是4k，同樣包含1024項，每個項4位元組，內容為最終物理頁的物理記憶體起始位址。
每個活動的任務，必須要先分配給它乙個頁目錄表，並把頁目錄表的實體地址存入cr3暫存器。頁表可以提前分配好，也可以在用到的時候再分配。
還是以mov 0x80495b0, %eax中的位址為例分析一下線性位址轉實體地址的過程。
前面說到linux中邏輯位址等於線性位址，那麼我們要轉換的線性位址就是0x80495b0。轉換的過程是由cpu自動完成的，linux所要做的就是準備好轉換所需的頁目錄表和頁表（假設已經準備好，給頁目錄表和頁表分配物理記憶體的過程很複雜，後面再分析）。
核心先將當前任務的頁目錄表的實體地址填入cr3暫存器。
線性位址0x80495b0 轉換成二進位制後是0000 1000 0000 0100 1001 0101 1011 0000，最高10位0000 1000 00的十進位制是32，cpu檢視頁目錄表第32項，裡面存放的是頁表的實體地址。線性位址中間10位00 0100 1001 的十進位制是73，頁表的第73項儲存的是最終物理頁的物理起始位址。物理頁基位址加上線性位址中最低12位的偏移量，cpu就找到了線性位址最終對應的物理記憶體單元。
我們知道linux中使用者程序線性位址能定址的範圍是0－3g，那麼是不是需要提前先把這3g虛擬記憶體的頁表都建立好呢？一般情況下，物理記憶體是遠遠小於3g的，加上同時有很多程序都在執行，根本無法給每個程序提前建立3g的線性位址頁表。linux利用cpu的乙個機制解決了這個問題。程序建立後我們可以給頁目錄表的表項值都填0，cpu在查詢頁表時，如果表項的內容為0,則會引發乙個缺頁異常，程序暫停執行，linux核心這時候可以通過一系列複雜的演算法給分配乙個物理頁，並把物理頁的位址填入表項中，程序再恢復執行。當然程序在這個過程中是被蒙蔽的，它自己的感覺還是正常訪問到了物理記憶體。
圖1-2 分頁機制
實體地址 虛擬位址 邏輯位址 線性位址
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