邏輯地址線性地址實體地址三個地址有什麼聯絡

  在電腦科學中,邏輯地址是什麼?線性地址是什麼?實體地址優勢什麼??小編整理了邏輯地址,線性地址以及實體地址的相關資料,下面大家跟著小編一起去了解一下吧。

  邏輯地址線性地址實體地址

  一、邏輯地址轉線性地址

  機器語言指令中出現的記憶體地址,都是邏輯地址,需要轉換成線性地址,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

  這裡的記憶體地址0x80495b0 就是一個邏輯地址,必須加上隱含的DS 資料段的基地址,才能構成線性地址。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***段基線性地址、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中邏輯地址等於線性地址。為什麼這麼說呢?因為Linux所有的段***使用者程式碼段、使用者資料段、核心程式碼段、核心資料段***的線性地址都是從 0x00000000 開始,長度4G,這樣 線性地址=邏輯地址+ 0x00000000,也就是說邏輯地址等於線性地址了。

  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地址和長度都一樣,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 0x73 115

  ss 0x7b 123

  ds 0x7b 123

  es 0x7b 123

  可以看到ds值為0x7b, 轉換成二進位制為 00000000 01111011,TI欄位值為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,卻通過一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。

  二、線性地址轉實體地址

  前面說了Linux中邏輯地址等於線性地址,那麼線性地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地址轉換實體地址。如果PG=0,則分頁機制無效,線性地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位元組的地址空間***為簡化分析,我們不考慮擴充套件分頁的情況***。這樣每一頁的起始地址都是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地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。

  為了節約頁表佔用的記憶體空間,x86將線性地址通過頁目錄表和頁表兩級查詢轉換成實體地址。

  32位的線性地址被分成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***剛好是一個頁的大小***,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實體記憶體起始地址。

  每個活動的任務,必須要先分配給它一個頁目錄表,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 中的地址為例分析一下線性地址轉實體地址的過程。

  前面說到Linux中邏輯地址等於線性地址,那麼我們要轉換的線性地址就是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實體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。

  線性地址 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。線性地址中間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地址。物理頁基地址加上線性地址中最低12位的偏移量,CPU就找到了線性地址最終對應的實體記憶體單元。

  我們知道Linux中使用者程序線性地址能定址的範圍是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,實體記憶體是遠遠小於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的線性地址頁表。Linux利用CPU的一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,則會引發一個缺頁異常,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一個物理頁,並把物理頁的地址填入表項中,程序再恢復執行。當然程序在這個過程中是被矇蔽的,它自己的感覺還是正常訪問到了實體記憶體。