本文涉及的硬體平台是X86，如果是其它平台，嘻嘻，不保證能一一對号入座，但是舉一反三，我想是完全可行的。
1、概念
實體位址(physical address)
用于記憶體晶片級的單元尋址，與處理器和CPU連接配接的位址總線相對應。
——這個概念應該是這幾個概念中最好了解的一個，但是值得一提的是，雖然可以直接把實體位址了解成插在機器上那根記憶體本身，把記憶體看成一個從0位元組一直到最大空量逐位元組的編号的大數組，然後把這個數組叫做實體位址，但是事實上，這隻是一個硬體提供給軟體的抽像，記憶體的尋址方式并不是這樣。是以，說它是“與位址總線相對應”，是更貼切一些，不過抛開對實體記憶體尋址方式的考慮，直接把實體位址與實體的記憶體一一對應，也是可以接受的。也許錯誤的了解更利于形而上的抽像。
虛拟記憶體(virtual memory)
這是對整個記憶體（不要與機器上插那條對上号）的抽像描述。它是相對于實體記憶體來講的，可以直接了解成“不直實的”，“假的”記憶體，例如，一個0x08000000記憶體位址，它并不對就實體位址上那個大數組中0x08000000 - 1那個位址元素；
之是以是這樣，是因為現代作業系統都提供了一種記憶體管理的抽像，即虛拟記憶體（virtual memory）。程序使用虛拟記憶體中的位址，由作業系統協助相關硬體，把它“轉換”成真正的實體位址。這個“轉換”，是所有問題讨論的關鍵。
有了這樣的抽像，一個程式，就可以使用比真實實體位址大得多的位址空間。（拆東牆，補西牆，銀行也是這樣子做的），甚至多個程序可以使用相同的位址。不奇怪，因為轉換後的實體位址并非相同的。
——可以把連接配接後的程式反編譯看一下，發現連接配接器已經為程式配置設定了一個位址，例如，要調用某個函數A，代碼不是call A，而是call 0x0811111111 ，也就是說，函數A的位址已經被定下來了。沒有這樣的“轉換”，沒有虛拟位址的概念，這樣做是根本行不通的。
打住了，這個問題再說下去，就收不住了。
邏輯位址(logical address)
Intel為了相容，将遠古時代的段式記憶體管理方式保留了下來。邏輯位址指的是機器語言指令中，用來指定一個操作數或者是一條指令的位址。以上例，我們說的連接配接器為A配置設定的0x08111111這個位址就是邏輯位址。
——不過不好意思，這樣說，好像又違背了Intel中段式管理中，對邏輯位址要求，“一個邏輯位址，是由一個段辨別符加上一個指定段内相對位址的偏移量，表示為 [段辨別符：段内偏移量]，也就是說，上例中那個0x08111111，應該表示為[A的代碼段辨別符: 0x08111111]，這樣，才完整一些”
線性位址(linear address)或也叫虛拟位址(virtual address)
跟邏輯位址類似，它也是一個不真實的位址，如果邏輯位址是對應的硬體平台段式管理轉換前位址的話，那麼線性位址則對應了硬體頁式記憶體的轉換前位址。
CPU将一個虛拟記憶體空間中的位址轉換為實體位址，需要進行兩步：首先将給定一個邏輯位址（其實是段内偏移量，這個一定要了解！！！），CPU要利用其段式記憶體管理單元，先将為個邏輯位址轉換成一個線程位址，再利用其頁式記憶體管理單元，轉換為最終實體位址。
這樣做兩次轉換，的确是非常麻煩而且沒有必要的，因為直接可以把線性位址抽像給程序。之是以這樣備援，Intel完全是為了相容而已。
2、CPU段式記憶體管理，邏輯位址如何轉換為線性位址
一個邏輯位址由兩部份組成，段辨別符: 段内偏移量。段辨別符是由一個16位長的字段組成，稱為段選擇符。其中前13位是一個索引号。後面3位包含一些硬體細節，如圖：
最後兩位涉及權限檢查，本文中不包含。
索引号，或者直接了解成數組下标——那它總要對應一個數組吧，它又是什麼東東的索引呢？這個東東就是“段描述符(segment descriptor)”，呵呵，段描述符具體位址描述了一個段（對于“段”這個字眼的了解，我是把它想像成，拿了一把刀，把虛拟記憶體，砍成若幹的截——段）。這樣，很多個段描述符，就組了一個數組，叫“段描述符表”，這樣，可以通過段辨別符的前13位，直接在段描述符表中找到一個具體的段描述符，這個描述符就描述了一個段，我剛才對段的抽像不太準确，因為看看描述符裡面究竟有什麼東東——也就是它究竟是如何描述的，就了解段究竟有什麼東東了，每一個段描述符由8個位元組組成，如下圖：
這些東東很複雜，雖然可以利用一個資料結構來定義它，不過，我這裡隻關心一樣，就是Base字段，它描述了一個段的開始位置的線性位址。
Intel設計的本意是，一些全局的段描述符，就放在“全局段描述符表(GDT)”中，一些局部的，例如每個程序自己的，就放在所謂的“局部段描述符表(LDT)”中。那究竟什麼時候該用GDT，什麼時候該用LDT呢？這是由段選擇符中的T1字段表示的，=0，表示用GDT，=1表示用LDT。
GDT在記憶體中的位址和大小存放在CPU的gdtr控制寄存器中，而LDT則在ldtr寄存器中。
好多概念，像繞密碼一樣。這張圖看起來要直覺些：
首先，給定一個完整的邏輯位址[段選擇符：段内偏移位址]，
1、看段選擇符的T1=0還是1，知道目前要轉換是GDT中的段，還是LDT中的段，再根據相應寄存器，得到其位址和大小。我們就有了一個數組了。
2、拿出段選擇符中前13位，可以在這個數組中，查找到對應的段描述符，這樣，它了Base，即基位址就知道了。
3、把Base + offset，就是要轉換的線性位址了。
還是挺簡單的，對于軟體來講，原則上就需要把硬體轉換所需的資訊準備好，就可以讓硬體來完成這個轉換了。OK，來看看Linux怎麼做的。
3、Linux的段式管理
Intel要求兩次轉換，這樣雖說是相容了，但是卻是很備援，呵呵，沒辦法，硬體要求這樣做了，軟體就隻能照辦，怎麼着也得形式主義一樣。
另一方面，其它某些硬體平台，沒有二次轉換的概念，Linux也需要提供一個高層抽像，來提供一個統一的界面。是以，Linux的段式管理，事實上隻是“哄騙”了一下硬體而已。
按照Intel的本意，全局的用GDT，每個程序自己的用LDT——不過Linux則對所有的程序都使用了相同的段來對指令和資料尋址。即使用者資料段，使用者代碼段，對應的，核心中的是核心資料段和核心代碼段。
include/asm-i386/segment.h
<code class="hljs cs has-numbering"><span class="hljs-preprocessor">#<span class="hljs-keyword">define</span> GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS 14</span>
<span class="hljs-preprocessor">#<span class="hljs-keyword">define</span> __USER_CS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS * 8 + 3)</span>
<span class="hljs-preprocessor">#<span class="hljs-keyword">define</span> GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS 15</span>
<span class="hljs-preprocessor">#<span class="hljs-keyword">define</span> __USER_DS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS * 8 + 3)</span>
<span class="hljs-preprocessor">#<span class="hljs-keyword">define</span> GDT_ENTRY_KERNEL_BASE 12</span>
<span class="hljs-preprocessor">#<span class="hljs-keyword">define</span> GDT_ENTRY_KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 0)</span>
<span class="hljs-preprocessor">#<span class="hljs-keyword">define</span> __KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_CS * 8)</span>
<span class="hljs-preprocessor">#<span class="hljs-keyword">define</span> GDT_ENTRY_KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 1)</span>
<span class="hljs-preprocessor">#<span class="hljs-keyword">define</span> __KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_DS * 8)</span></code> 把其中的宏替換成數值，則為：
<code class="hljs cs has-numbering"><span class="hljs-preprocessor">#<span class="hljs-keyword">define</span> __USER_CS 115 [00000000 1110 0 11]</span>
<span class="hljs-preprocessor">#<span class="hljs-keyword">define</span> __USER_DS 123 [00000000 1111 0 11]</span>
<span class="hljs-preprocessor">#<span class="hljs-keyword">define</span> __KERNEL_CS 96 [00000000 1100 0 00]</span>
<span class="hljs-preprocessor">#<span class="hljs-keyword">define</span> __KERNEL_DS 104 [00000000 1101 0 00]</span></code> 方括号後是這四個段選擇符的16位二制表示，它們的索引号和T1字段值也可以算出來了
<code class="hljs axapta has-numbering"> __USER_CS <span class="hljs-keyword">index</span>= <span class="hljs-number">14</span> T1=<span class="hljs-number">0</span>
__USER_DS <span class="hljs-keyword">index</span>= <span class="hljs-number">15</span> T1=<span class="hljs-number">0</span>
__KERNEL_CS <span class="hljs-keyword">index</span>= <span class="hljs-number">12</span> T1=<span class="hljs-number">0</span>
__KERNEL_DS <span class="hljs-keyword">index</span>= <span class="hljs-number">13</span> T1=<span class="hljs-number">0</span></code> T1均為0，則表示都使用了GDT，再來看初始化GDT的内容中相應的12-15項(arch/i386/head.S)：
<code class="hljs avrasm has-numbering"> <span class="hljs-preprocessor">.quad</span> <span class="hljs-number">0x00cf9a000000ffff</span> <span class="hljs-comment">/* 0x60 kernel 4GB code at 0x00000000 */</span>
<span class="hljs-preprocessor">.quad</span> <span class="hljs-number">0x00cf92000000ffff</span> <span class="hljs-comment">/* 0x68 kernel 4GB data at 0x00000000 */</span>
<span class="hljs-preprocessor">.quad</span> <span class="hljs-number">0x00cffa000000ffff</span> <span class="hljs-comment">/* 0x73 user 4GB code at 0x00000000 */</span>
<span class="hljs-preprocessor">.quad</span> <span class="hljs-number">0x00cff2000000ffff</span> <span class="hljs-comment">/* 0x7b user 4GB data at 0x00000000 */</span></code> 照前面段描述符表中的描述，可以把它們展開，發現其16-31位全為0，即四個段的基位址全為0。
這樣，給定一個段内偏移位址，按照前面轉換公式，0 + 段内偏移，轉換為線性位址，可以得出重要的結論，“在Linux下，邏輯位址與線性位址總是一緻（是一緻，不是有些人說的相同）的，即邏輯位址的偏移量字段的值與線性位址的值總是相同的。！！！”
忽略了太多的細節，例如段的權限檢查。呵呵。
Linux中，絕大部份程序并不例用LDT，除非使用Wine ，仿真Windows程式的時候。
4.CPU的頁式記憶體管理
CPU的頁式記憶體管理單元，負責把一個線性位址，最終翻譯為一個實體位址。從管理和效率的角度出發，線性位址被分為以固定長度為機關的組，稱為頁(page)，例如一個32位的機器，線性位址最大可為4G，可以用4KB為一個頁來劃分，這頁，整個線性位址就被劃分為一個tatol_page[2^20]的大數組，共有2的20個次方個頁。這個大數組我們稱之為頁目錄。目錄中的每一個目錄項，就是一個位址——對應的頁的位址。
另一類“頁”，我們稱之為實體頁，或者是頁框、頁桢的。是分頁單元把所有的實體記憶體也劃分為固定長度的管理機關，它的長度一般與記憶體頁是一一對應的。
這裡注意到，這個total_page數組有2^20個成員，每個成員是一個位址（32位機，一個位址也就是4位元組），那麼要單單要表示這麼一個數組，就要占去4MB的記憶體空間。為了節省空間，引入了一個二級管理模式的機器來組織分頁單元。文字描述太累，看圖直覺一些：
如上圖，
1、分頁單元中，頁目錄是唯一的，它的位址放在CPU的cr3寄存器中，是進行位址轉換的開始點。萬裡長征就從此長始了。
2、每一個活動的程序，因為都有其獨立的對應的虛似記憶體（頁目錄也是唯一的），那麼它也對應了一個獨立的頁目錄位址。——運作一個程序，需要将它的頁目錄位址放到cr3寄存器中，将别個的儲存下來。
3、每一個32位的線性位址被劃分為三部份，面目錄索引(10位)：頁表索引(10位)：偏移(12位)
依據以下步驟進行轉換：
1、從cr3中取出程序的頁目錄位址（作業系統負責在排程程序的時候，把這個位址裝入對應寄存器）；
2、根據線性位址前十位，在數組中，找到對應的索引項，因為引入了二級管理模式，頁目錄中的項，不再是頁的位址，而是一個頁表的位址。（又引入了一個數組），頁的位址被放到頁表中去了。
3、根據線性位址的中間十位，在頁表（也是數組）中找到頁的起始位址；
4、将頁的起始位址與線性位址中最後12位相加，得到最終我們想要的葫蘆；
這個轉換過程，應該說還是非常簡單地。全部由硬體完成，雖然多了一道手續，但是節約了大量的記憶體，還是值得的。那麼再簡單地驗證一下：
1、這樣的二級模式是否仍能夠表示4G的位址；
頁目錄共有：2^10項，也就是說有這麼多個頁表
每個目表對應了：2^10頁；
每個頁中可尋址：2^12個位元組。
還是2^32 = 4GB
2、這樣的二級模式是否真的節約了空間；
也就是算一下頁目錄項和頁表項共占空間 (2^10 * 4 + 2 ^10 *4) = 8KB。哎，……怎麼說呢！！！
紅色錯誤，标注一下，後文貼中有此讨論。。。。。。
按<深入了解計算機系統>中的解釋,二級模式空間的節約是從兩個方面實作的:
A、如果一級頁表中的一個頁表條目為空，那麼那所指的二級頁表就根本不會存在。這表現出一種巨大的潛在節約，因為對于一個典型的程式，4GB虛拟位址空間的大部份都會是未配置設定的；
B、隻有一級頁表才需要總是在主存中。虛拟存儲器系統可以在需要時建立，并頁面調入或調出二級頁表，這就減少了主存的壓力。隻有最經常使用的二級頁表才需要緩存在主存中。——不過Linux并沒有完全享受這種福利，它的頁表目錄和與已配置設定頁面相關的頁表都是常駐記憶體的。
值得一提的是，雖然頁目錄和頁表中的項，都是4個位元組，32位，但是它們都隻用高20位，低12位屏蔽為0——把頁表的低12屏蔽為0，是很好了解的，因為這樣，它剛好和一個頁面大小對應起來，大家都成整數增加。計算起來就友善多了。但是，為什麼同時也要把頁目錄低12位屏蔽掉呢？因為按同樣的道理，隻要屏蔽其低10位就可以了，不過我想，因為12>10，這樣，可以讓頁目錄和頁表使用相同的資料結構，友善。
本文隻介紹一般性轉換的原理，擴充分頁、頁的保護機制、PAE模式的分頁這些麻煩點的東東就不啰嗦了……可以參考其它專業書籍。
5.Linux的頁式記憶體管理
原理上來講，Linux隻需要為每個程序配置設定好所需資料結構，放到記憶體中，然後在排程程序的時候，切換寄存器cr3，剩下的就交給硬體來完成了（呵呵，事實上要複雜得多，不過偶隻分析最基本的流程）。
前面說了i386的二級頁管理架構，不過有些CPU，還有三級，甚至四級架構，Linux為了在更高層次提供抽像，為每個CPU提供統一的界面。提供了一個四層頁管理架構，來相容這些二級、三級、四級管理架構的CPU。這四級分别為：
頁全局目錄PGD（對應剛才的頁目錄）
頁上級目錄PUD（新引進的）
頁中間目錄PMD（也就新引進的）
頁表PT（對應剛才的頁表）。
整個轉換依據硬體轉換原理，隻是多了二次數組的索引罷了，如下圖：
那麼，對于使用二級管理架構32位的硬體，現在又是四級轉換了，它們怎麼能夠協調地工作起來呢？嗯，來看這種情況下，怎麼來劃分線性位址吧！
從硬體的角度，32位位址被分成了三部份——也就是說，不管理軟體怎麼做，最終落實到硬體，也隻認識這三位老大。
從軟體的角度，由于多引入了兩部份，，也就是說，共有五部份。——要讓二層架構的硬體認識五部份也很容易，在位址劃分的時候，将頁上級目錄和頁中間目錄的長度設定為0就可以了。
這樣，作業系統見到的是五部份，硬體還是按它死闆的三部份劃分，也不會出錯，也就是說大家共建了和諧計算機系統。
這樣，雖說是多此一舉，但是考慮到64位位址，使用四層轉換架構的CPU，我們就不再把中間兩個設為0了，這樣，軟體與硬體再次和諧——抽像就是強大呀！！！
例如，一個邏輯位址已經被轉換成了線性位址，0x08147258，換成二制進，也就是：
0000100000 0101000111 001001011000
核心對這個位址進行劃分
PGD = 0000100000
PUD = 0
PMD = 0
PT = 0101000111
offset = 001001011000
現在來了解Linux針對硬體的花招，因為硬體根本看不到所謂PUD,PMD，是以，本質上要求PGD索引，直接就對應了PT的位址。而不是再到PUD和PMD中去查數組（雖然它們兩個線上性位址中，長度為0，2^0 =1，也就是說，它們都是有一個數組元素的數組），那麼，核心如何合理安排位址呢？
從軟體的角度上來講，因為它的項隻有一個，32位，剛好可以存放與PGD中長度一樣的位址指針。那麼所謂先到PUD，到到PMD中做映射轉換，就變成了保持原值不變，一一轉手就可以了。這樣，就實作了“邏輯上指向一個PUD，再指向一個PDM，但在實體上是直接指向相應的PT的這個抽像，因為硬體根本不知道有PUD、PMD這個東西”。
然後交給硬體，硬體對這個位址進行劃分，看到的是：
頁目錄 = 0000100000
PT = 0101000111
offset = 001001011000
嗯，先根據0000100000(32)，在頁目錄數組中索引，找到其元素中的位址，取其高20位，找到頁表的位址，頁表的位址是由核心動态配置設定的，接着，再加一個offset，就是最終的實體位址了。