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=0x00000000+逻辑地址(偏移量)，也就是说逻辑地址等于线性地址了。
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。
三. 页面结构分析：
- 分页转换功能由驻留在内存中的表来描述，该表称为页表（page table），存放在物理地址空间中。页表可以看作是简单的2^20 物理地址数组。线性地址到物理地址的映射功能可以简单地看作是进行数组查找。线性地址的高20bit 构成了这个数组的索引值，用于选择对应页面的物理(基)地址。线性地址的低12bit 给出了页面中的偏移量，加上页面的基地址最终形成对应的物理地址。由于页面基地址对齐在4K 边界上，因此页面基地址的低12 bit 肯定是0. 这意味着 高 20 bit的页面基地址 和 12 bit 偏移量连接组合在一起就能得到对应的物理地址。
- 页表中每个页表项大小为 32 bit。 由于只需要其中的20 bit来存放页面的物理基地址，因此剩下的12 bit 可以用于存储诸如页面是否存在等属性信息。如果线性地址索引的页表项被标注为存在的，则表示该项即有效，我们可以从中取得页面的物理地址。如果项中表明不存在，那么当访问对应物理页面时就会产生一个异常。
四.两级页表结构：
- 页表含有2^20 （1MB）个表项，而每项占用4byte 。如果作为一个表来存放的话，它们最多将占用4MB的内存。因此为了减少内存占用量，80X86 使用了两级表。由此，高20bit 线性地址到物理地址的转换也被分成两步来进行，每步使用（转换）其中10 个 bit。
- 第一级表称为页目录（page directory）。它被存放在 1 页 4kb 页面中，具有2^10 （1kb） 个 4byte 长度的表项。这些表项指向对应的二级表。线性地址的最高10 bit （位 32~22）用作一级表（页目录）中的索引值来选择2^10个二级表之一。
- 第二级表称为页表（page table），它的长度也是一个 Page，最多含有1kb 个 4 byte 的表项。每个 4byte 表项含有相关页面的20 bit 物理基地址。二级页表使用线性地址中间10bit （位21~12）作为表项索引值，以获取含有页面20 bit 物理基地址。该20bit 页面物理基地址和线性地址中的低12bit （页内偏移）组合在一起就得到了分页转换过程的输出值，即对应的最终物理地址。
- 图4-17 所示出了二级表的查找过程。其中CR3 寄存器指定页目录表的基地址。线性地址的高10bit 用于索引这个页目录表，以获得指向相关第二级页表的指针。线性地址中间10bit 用于索引二级页表，以获得物理地址的高20 bit。线性地址的低 12 bit 直接作为物理地址低12 bit，从而组成一个完整的32 bit 物理地址。
五.页表项格式：
- 页目录和页表的表项格式见图4-18所示。其中位 31~ 12 含有物理地址的高20 bit，用于定位物理地址空间中一个页面（页帧）的物理基地址。表项的低12 位含有页属性信息。这里简要说明其余属性的功能和用途。
- P: 位 0 是存在（present）标志，用于指明表项对地址转换是否有效。 P =1 表示有效；P =0 无效。在页转换过程中，如果说涉及的页目录或页表的表项无效，则会产生一个异常。如果 P =0，那么除表示表项无效外，其余比特位可供程序自由使用，见图4-18（b）所示。例如： 操作系统可以使用这些位来保存已存储在磁盘上的页面的序号。
- R/W ： 位1 是读写标志（Read/Write）标志。如果 等于1，表示页面可以被读,写或执行。如果为0 表示页面只读或可执行。当处理器运行在超级用户特权级（R0，R1，R2），则R/W 位不起作用。页目录项中的R/W位对其所映射的所有页面起作用。
- U/S : 位2 是用户/超级用户（User/Supervisor） 标志。如果为1，那么运行在任何特权级上的程序都可以访问该页面。如果为0，那么页面只能被运行在超级用户特权级（R0~R2）上的程序访问。页目录项中的U/S位对其所映射的所有页面起作用。
- A ： 位5是已访问（Accessed）标志。当处理器访问页表项映射的页面时，页表项的这个标志就会被置于1.当处理器访问页目录表项映射的任何页面时，页目录表项的这个标志就会被置于1.处理器值负责设置该标志，操作系统可通过定期地复位该标志来统计页面的使用情况。
- D ： 位6 是页面已经被修改（Dirty）标志。当处理器对一个页面执行写操作时，就会设置对应页表项的D 标志。处理器并不会修改页目录项中的D标志。
- AVL ： 该字段保留专供程序使用。处理器不会修改这几位，以后的升级处理器也不会使用。
转自：https://blog.csdn.net/wxzking/article/details/5905214
转自：https://blog.csdn.net/liutianshx2012/article/details/52398144