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操作系统 逻辑地址转物理地址
1，2页对应物理块15，18，21，页面大小为4096字节在一分页系统中，逻辑地址长16位，2F6AH的物理地址为多少，0
我有更好的答案
人家问的是21号物理块不能用二进制表示怎么办。。。
请你要耐心看下去，这里的转化稍微有点麻烦，如果是应付考试没有一点问题，如果考研那你还得自己去看书，问题少在baidu上提，多去图书馆多去问老师。（具体步骤 共三步）1.确定虚拟地址（物理地址）的有效位
例如：假设页面大小1KB，共32页。（页面：逻辑地址
页框：物理地址）
由32(KB)=32×1024(B)
即等于32×1024 字节
二进制用多少位能有效表示这么多字节呢——答是：15位
因为32××2^10=2^152.再次确定逻辑地址页面位数
你应该知道：逻辑地址=页号+页面
还是以上假设，那么页面大小为1KB=1024字节
同样的方法计算出表示位数：10位
如果给你逻辑地址：00
那么由：011+（相当于 页号+页面(10位)）推得出页号011=33.根据页号找出对应的页框号
由 物理地址=页框号×页块大小（页块大小是等于页面大小的）+页内位移（即页面逻辑地址）
物理地址=页框号×1024B +
（ 这里的相加是指位置上而言）
例如：110+110=110110（即高地址+低地址）请采纳答案，支持我一下。
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逻辑地址线性地址物理地址和虚拟地址理解
& 作者：tureno2011 & 来源： 博客园-tureno &
逻辑地址[段选择符：段内偏移地址]，
1、看段选择符的T1=0还是1，知道当前要转换是GDT中的段，还是LDT中的段，再根据相应寄存器，得到其地址和大小。我们就有了一个数组了。
2、拿出段选择符中前13位，可以在这个数组中，查找到对应的段描述符，这样，它了Base，即基地址就知道了。
3、把Base + offset，就是要转换的线性地址了。&还是挺简单的，对于软件来讲，原则上就需要把硬件转换所需的信息准备好，就可以让硬件来完成这个转换了。
三、Linux的段式管理
Intel要求两次转换，这样虽说是兼容了，但是却是很冗余，硬件要求这样做了，软件就只能照办，形式主义。另一方面，其它某些硬件平台，没有二次转换的概念，Linux也需要提供一个高层抽像，来提供一个统一的界面。按照Intel的本意，全局的用GDT，每个进程自己的用LDT——不过Linux则对所有的进程都使用了相同的段来对指令和数据寻址。即用户数据段，用户代码段，对应的，内核中的是内核数据段和内核代码段。include/asm-i386/segment.h
#define&&&&&&&&&&GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS&&&&&&&
#define&&&&&&&&&&__USER_CS&&&&&&&(GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS * 8 + 3)
#define&&&&&&&&&&GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS&&&&&&&
#define&&&&&&&&&&__USER_DS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS * 8 + 3)
#define&&&&&&&&&&GDT_ENTRY_KERNEL_BASE&&&&&&&
#define&&&&&&&&&&GDT_ENTRY_KERNEL_CS&&&(GDT_ENTRY_KERNEL_BASE+ 0)
#define&&&&&&&&&&__KERNEL_CS&&(GDT_ENTRY_KERNEL_CS * 8)
#define&&&&&&&&&&GDT_ENTRY_KERNEL_DS&&&(GDT_ENTRY_KERNEL_BASE+ 1)
#define&&&&&&&&&&__KERNEL_DS&&(GDT_ENTRY_KERNEL_DS * 8)
把其中的宏替换成数值，则为：
#define __USER_CS&&&&&&&&&&&&&&&&115&&&&&[0&&0&&11]
#define __USER_DS&&&&&&&&&&&&&&&&123&&&&&[1&&0&&11]
#define __KERNEL_CS&&&&&&&&&&&96&&&&&&[0&&0&&00]
#define __KERNEL_DS&&&&&&&&&&&104&&&&[1&&0&&00]
方括号后是这四个段选择符的16位二制表示，它们的索引号和T1字段值也可以算出来了
__USER_CS&&&&&&&&&&&&&&index= 14&&&&&&&&&&&&&T1=0
__USER_DS&&&&&&&&&&&&&&index= 15&&&&&&&&&&&&&T1=0
__KERNEL_C&&&&&&&&&&&index= 12&&&&&&&&&&&&&T1=0
__KERNEL_DS&&&&&&&&&index= 13&&&&&&&&&&&&&T1=0
T1均为0，则表示都使用了GDT，再来看初始化GDT的内容中相应的12-15项(arch/i386/head.S)：
.quad 0x00cf9a000000ffff&&&&&&&&&/* 0x60 kernel 4GB code&&&at 0x */
.quad 0x00cfffff&&&&&&&&&/* 0x68 kernel 4GB data&&&&at 0x */
.quad 0x00cffa000000ffff&&&&&&&&&&/* 0x73 user 4GB&&code&&&at 0x */
.quad 0x00cff2000000ffff&&&&&&&&&&/* 0x7b user 4GB&&data&&&&at 0x */
按照前面段描述符表中的描述，可以把它们展开，发现其16-31位全为0，即四个段的基地址全为0。&这样，给定一个段内偏移地址，按照前面转换公式，0 +&段内偏移，转换为线性地址，可以得出重要的结论，“在Linux下，逻辑地址与线性地址总是一致的，即逻辑地址的偏移量字段的值与线性地址的值总是相同的。”&Linux中，绝大部份进程并不例用LDT，除非使用Wine&，仿真Windows程序的时候。
四、CPU的页式内存管理
CPU的页式内存管理单元，负责把一个线性地址，转换为物理地址。从管理和效率的角度出发，线性地址被分为以固定长度为单位的组，称为页(page)，例如一个32位的机器，线性地址最大可为4G，可以用4KB为一个页来划分，这页，整个线性地址就被划分为一个tatol_page[2^20]的大数组，共有2的20个次方个页。这个大数组我们称之为页目录。目录中的每一个目录项，就是一个地址——对应的页的地址。&另一类“页”，我们称之为物理页，或者是页框(frame)、页桢的。是分页单元把所有的物理内存也划分为固定长度的管理单位，它的长度一般与内存页是一一对应的。这里注意到，这个total_page数组有2^20个成员，每个成员是一个地址（32位机，一个地址也就是4字节），那么要单单要表示这么一个数组，就要占去4MB的内存空间。为了节省空间，引入了一个二级管理模式的机器来组织分页单元。文字描述太累，看图直观一些：
&&&&&&分页单元中，页目录是唯一的，它的地址放在CPU的cr3寄存器中，是进行地址转换的开始点。
&&&&&&每一个活动的进程，因为都有其独立的对应的虚似内存（页目录也是唯一的），那么它也对应了一个独立的页目录地址。——运行一个进程，需要将它的页目录地址放到cr3寄存器中，将别个的保存下来。
&&&&&&每一个32位的线性地址被划分为三部份，面目录索引(10位)：页表索引(10位)：偏移(12位)&依据以下步骤进行转换：
(1)&&&&&从cr3中取出进程的页目录地址（操作系统负责在调度进程的时候，把这个地址装入对应寄存器）；
(2)&&&&&根据线性地址前十位，在数组中，找到对应的索引项，因为引入了二级管理模式，页目录中的项，不再是页的地址，而是一个页表的地址。（又引入了一个数组），页的地址被放到页表中去了。
(3)&&&&&根据线性地址的中间十位，在页表（也是数组）中找到页的起始地址；
(4)&&&&&将页的起始地址与线性地址中最后12位相加，得到最终我们想要的葫芦；这个转换过程，应该说还是非常简单地。
全部由硬件完成，虽然多了一道手续，但是节约了大量的内存，还是值得的。那么再简单地验证一下：
1、这样的二级模式是否仍能够表示4G的地址；页目录共有：2^10项，也就是说有这么多个页表每个目表对应了：2^10页；每个页中可寻址：2^12个字节。还是2^32 = 4GB
2、这样的二级模式是否真的节约了空间；也就是算一下页目录项和页表项共占空间&(2^10 * 4 + 2 ^10 *4) = 8KB。值得一提的是，虽然页目录和页表中的项，都是4个字节，32位，但是它们都只用高20位，低12位屏蔽为0，因为这样，它刚好和一个页面大小对应起来，大家都成整数增加。计算起来就方便多了。但是，为什么同时也要把页目录低12位屏蔽掉呢？因为按同样的道理，只要屏蔽其低10位就可以了，不过我想，因为12&10，这样，可以让页目录和页表使用相同的数据结构，方便。
五、Linux的页式内存管理
原理上来讲，Linux只需要为每个进程分配好所需数据结构，放到内存中，然后在调度进程的时候，切换寄存器cr3，剩下的就交给硬件来完成了（事实上要复杂得多，在此只分析最基本的流程）。前面说了i386的二级页管理架构，不过有些CPU，还有三级，甚至四级架构，Linux为了在更高层次提供抽像，为每个CPU提供统一的界面。提供了一个四层页管理架构，来兼容这些二级、三级、四级管理架构的CPU。这四级分别为：&页全局目录PGD、页上级目录PUD、页中间目录PMD、页表PT。&整个转换依据硬件转换原理，只是多了二次数组的索引罢了，如下图：
那么，对于使用二级管理架构32位的硬件，四级转换怎么能够协调地工作呢？嗯，来看这种情况下，怎么来划分线性地址吧！从硬件的角度，32位地址被分成了三部份；从软件的角度，由于多引入了两部份，也就是说，共有五部份。——要让二层架构的硬件认识五部份也很容易，在地址划分的时候，将页上级目录和页中间目录的长度设置为0就可以了。这样，操作系统见到的是五部份，硬件还是按它死板的三部份划分，也就共建了和谐计算机系统。&这样，虽说是多此一举，但是考虑到64位地址，使用四层转换架构的CPU，此时不再把中间两个设为0了，这样，软件与硬件再次共建了和谐计算机系统——抽像，强大呀！&例如，一个逻辑地址已经被转换成了线性地址，0x，换成二制进是：&
&内核对这个地址进行划分PGD =
PUD = 0 PMD = 0 PT =
现在来理解Linux高招，因为硬件根本看不到所谓PUD,PMD，所以，本质上要求PGD索引，直接就对应了PT的地址。而不是再到PUD和PMD中去查数组（虽然它们两个在线性地址中，长度为0，2^0 =1，也就是说，它们都是有一个数组元素的数组），那么，内核如何合理安排地址呢？从软件的角度上来讲，因为它的项只有一个，32位，刚好可以存放与PGD中长度一样的地址指针。那么所谓先到PUD，到到PMD中做映射转换，就变成了保持原值不变，一一转手就可以了。这样，就实现了“逻辑上指向一个PUD，再指向一个PDM，但在物理上是直接指向相应的PT的这个抽像，因为硬件根本不知道有PUD、PMD这个东西”。&然后交给硬件，硬件对这个地址进行划分，看到的是：页目录&=
offset = &嗯，先根据(32)，在页目录数组中索引，找到其元素中的地址，取其高20位，找到页表的地址，页表的地址是由内核动态分配的，接着，再加一个offset，就是最终的物理地址了。
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