首先我們要注意的是虛擬空間分為核心空間和使用者空間。
1. 從邏輯位址到線性位址的轉換
對於linux來說，基本不使用分段的機制，或者說，linux中的分段機制只是為了相容ia32的硬體而設計的。
linux核心的設計並沒有全部採用intel所提供的段方案，僅僅有限度地使用了一下分段機制。這不僅簡化了linux核心的設計，而且為把linux移植到其他平台創造了條件。
在 ia32 上任意給出的位址都是乙個虛擬位址，即任意乙個位址都是通過「選擇符:偏移量」的方式給出的，這是段機制存訪問模式的基本特點。所以在ia32上設計作業系統時無法迴避使用段機制。乙個虛擬位址最終會通過「段基位址＋偏移量」的方式轉化為乙個線性位址。 但是，由於絕大多數硬體平台都不支援段機制，只支援分頁機制，所以為了讓 linux 具有更好的可移植性，我們需要去掉段機制而只使用分頁機制。但不幸的是，ia32規定段機制是不可禁止的，因此不可能繞過它直接給出線性位址空間的位址。萬般無奈之下，linux的設計人員乾脆讓段的基位址為0，而段的界限為4gb，這時任意給出乙個偏移量，則等式為「0+偏移量=線性位址」，也就是說「偏移量＝=線性位址」。即 邏輯位址==線性位址。
段機制把邏輯位址轉換為線性位址，分頁機制進一步把該線性位址再轉換為實體地址。
2. 從線性位址到實體地址的轉換
先來普及一些基礎知識：
虛擬位址空間是根據cpu的位數而定，當cpu的位數為32位，虛擬位址空間總共是2^32次方，即4g大小。
cpu的位數越大，cpu處理數字的運算能力就越強，位數指的是資料匯流排的條數，資料匯流排與位址匯流排相同是比較好的一種情況
cpu的指令集(mov lea add call )可以使cpu明白自己需要完成的是什麼事
在8086處理器誕生之前，記憶體定址方式就是直接訪問實體地址。8086處理器為了定址1m的記憶體空間，把位址匯流排擴充套件到了20位。但是，乙個尷尬的問題出現了，alu的寬度只有16位，也就是說，alu不能計算20位的位址。為了解決這個問題，分段機制被引入。
x86體系：
1. 未保護模式下（8086處理器為代表）：
在 8086 的實模式（未保護模式）下，把某一段暫存器左移4位，然後與位址addr相加後被直接送到記憶體匯流排上，這個相加後的位址就是記憶體單元的實體地址。
ds<<4 + ip(偏移量) = 實體地址（不安全，ds可能被修改）
保護模式的出現：
80386處理器是乙個32位處理器，alu和位址匯流排都是32位的，定址空間達 4g。也就是說它可以不通過分段機制，直接訪問4g的記憶體空間。然而由於相容之前的處理器。因此必須支援實模式和保護模式。所以80386要在段暫存器的基礎上構築保護模式，並且保留16位的段暫存器。
從80386之後的處理器，架構基本相似，統稱為ia32（32 bit intel architecture）。
2.保護模式下
在ia32的保護模式下，邏輯位址不是被直接送到記憶體匯流排而是被送到記憶體管理單元（mmu）。mmu由乙個或一組晶元組成，其功能是把邏輯位址對映為實體地址，即進行位址轉換。
保護模式下三個位址的關係：
ia32下設定了6個段暫存器，段暫存器中儲存的是段選擇符：
* 段選擇符：*
gdt和ldt
1）根據指令的性質判斷它是在哪個段暫存器中
2）檢查段暫存器的ti欄位，看其屬於ldt還是gdt
3）根據段暫存器的index，將段暫存器中的位址右移3位，計算段描述符的位址
4）在記憶體管理暫存器ldtr和gdtr中分別找ldt和gdt的位址，每個位址對應乙個段暫存器和乙個記憶體管理暫存器
5）將指令發出的位址作為位移，與段描述符表項進行對比，檢視是否越界
6）根據指令的性質和段描述符中的許可權，檢視是否越權
7）將ip偏移量（邏輯位址）與gdt[ds >> 3] 相加可得到線性位址
gdt[ds >> 3].baseaddr + 邏輯位址 = 線性位址
如果作業系統只開啟記憶體分段: 線性位址== 實體地址
如果作業系統開啟了記憶體分頁: 線性位址（多級頁表對映）—>實體地址
線性位址中的相鄰位址在對映到實體地址上時，不一定是相鄰的，因為有可能不在同乙個頁面。反之亦然。
分頁機制通過把線性位址空間中的頁，重新定位到實體地址空間來進行管理，因為每個頁面的整個4k位元組作為乙個單位進行對映，並且每個頁面都對齊4k位元組的邊界，因此，線性位址的低12位經過分頁機制直接地作為實體地址的低12位使用。
對映過程：
1）從cr3中獲取得頁目錄的基位址
2）以線性位址的dir位段為下標，在目錄表中取得相應頁面表的基位址
3）以線性位址中的page位段為下標，在得到的頁面表中獲得相應頁面描述符
4）將頁面描述符項中給出的頁面基位址，與線性位址中的offset段相加得到實體地址
總結：
位址的轉換過程是通過軟體的完美配合來實現的。乙個是作業系統核心，乙個是cpu中的mmu(也可以在mmu中設定tlb,加快位址翻譯速度）。核心主要提供暫存器，頁目錄，頁表等，mmu主要負責計算過程。
要注意的是，分段機制是ia32提供的定址方式，這是硬體層面的。無論windows還是linux，只要使用ia32的cpu訪問記憶體，都需經過mmu的轉換流程才能得到實體地址，也就是說必須經過邏輯位址–線性位址–實體地址的轉換。
就ia32架構的cpu來說，就有多種分頁實現，常規分頁機制，pae機制等。linux的分頁機制是建立在硬體基礎之上的，不同的平台需要有不同的實現。linux在軟體層面構造的虛擬位址，最終還是要通過mmu轉換為實體地址，不管linux的分頁機制是怎樣實現，cpu只按照它的分頁實現來解讀線性位址，所以linux傳給cpu的線性位址必然是滿足硬體實現的。比如說：linux在32位cpu上，它的四級頁表結構就會相容到硬體的兩級頁表結構。可見，linux在軟體層面上做了一層抽象，用四級頁表的方式相容32位和64位cpu記憶體定址的不同硬體實現。
讀者也可通過工具bochs 2.6.8來計算從邏輯位址到實體地址的轉換過程。
位址對映 分段分頁
linux核心採用頁式儲存管理。虛擬位址空間劃分成固定大小的 頁面 由mmu將虛擬位址對映成某個物理記憶體頁面中的位址。一 三種不同的位址 邏輯位址經分段機制後就成線性位址 如果不啟用分頁，那麼此線性位址和實體地址相同。線性位址經分頁轉換後就成了實體地址。二 分段 1 段選擇符和段暫存器 index...
Linux下的位址對映
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linux分段分頁機制
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