我们经常在程序的反汇编代码中看到一些类似0x32118965这样的地址，操作系统中称为线性地址，或虚拟地址。虚拟地址有什么用？虚拟地址又是如何转换为物理内存地址的呢？本章将对此作一个简要阐述。
1.1 Linux内存寻址概述现代意义上的操作系统都处于32位保护模式下。每个进程一般都能寻址4G的物理空间。但是我们的物理内存一般都是几百M，进程怎么能获得4G的物理空间呢？这就是使用了虚拟地址的好处，通常我们使用一种叫做虚拟内存的技术来实现，因为可以使用硬盘中的一部分来当作内存使用。
例外一点现在操作系统都划分为系统空间和用户空间，使用虚拟地址可以很好的保护Linux内核空间被用户空间破坏。对于虚拟地址如何转为物理地址,这个转换过程有操作系统和CPU共同完成. 操作系统为CPU设置好页表。CPU通过MMU单元进行地址转换。
1.2 浏览Linux内核代码的工具现在的Linux内核都很大， 因此我们需要某种工具来阅读庞大的源代码体系，现在的Linux内核开发工具都选用vim+ctag+cscope浏览Linux内核代码，网上已有现成的makefile文件用来生成ctags/cscope/etags。
一、用法：找一个空目录，把附件Makefile拷贝进去。然后在该目录中选择性地运行如下make命令：$ make将处理/usr/src/linux下的源文件，在当前目录生成ctags, cscope
注：SRCDIR用来指定Linux内核源代码目录，如果没有指定，则缺省为/usr/src/linux/
1) 只创建ctags$ make SRCDIR=/usr/src/linux-2.6.12/ tags
2) 只创建cscope$ make SRCDIR=/usr/src/linux-2.6.12/ cscope
3) 创建ctags和cscope$ make SRCDIR=/usr/src/linux-2.6.12/
4) 只创建etags$ make SRCDIR=/usr/src/linux-2.6.12/ TAGS
二、处理时包括的Linux内核源文件：
1) 不包括drivers，sound目录
2) 不包括无关的体系结构目录
3) fs目录只包括顶层目录和ext2，proc目录
三、最简单的ctags命令
1) 进入进入vim后，用:tag func_name跳到函数func_name
2) 看函数（identifier）想进入光标所在的函数，用CTRL + ]
3) 回退回退用 CTRL + T
1.3 Linux内核版本的选取
本次论文分析， 我选取的是linux-2.6.10版本的Linux内核。最新的Linux内核代码为2.6.25。但是现在主流的服务器都使用的是RedHat AS4的机器，它使用2.6.9的Linux内核。我选取2.6.10是因为它很接近2.6.9，现在红帽企业Linux 4以Linux2.6.9Linux内核为基础，是最稳定、最强大的商业产品。在2004年期间，Fedora等开源项目为Linux 2.6Linux内核技术的更加成熟提供了一个环境，这使得红帽企业 Linux v.4Linux内核可以提供比以前版本更多更好的
功能和算法，具体包括:
• 通用的逻辑CPU调度程序：处理多Linux内核和超线程CPU。
• 基于对象的逆向映射虚拟内存：提高了内存受限系统的性能。
• 读复制更新：针对操作系统数据结构的SMP算法优化。
• 多I/O调度程序：可根据应用环境进行选择。
• 增强的SMP和NUMA支持：提高了大型服务器的性能和可扩展性。
• 网络中断缓和（NAPI）：提高了大流量网络的性能。
Linux 2.6 Linux内核使用了许多技术来改进对大量内存的使用，使得 Linux 比以往任何时候都更适用于企业。包括反向映射（reverse mapping）、使用更大的内存页、页表条目存储在高端内存中，以及更稳定的管理器。因此，我选取linux-2.6.10Linux内核版本作为分析对象。
二. X86的硬件寻址方法请参考Intel x86手册^_^
三. Linux内核对页表的设置CPU做出映射的前提是操作系统要为其准备好Linux内核页表，而对于页表的设置，Linux内核在系统启动的初期和系统初始化完成后都分别进行了设置。
3.1 与内存映射相关的几个宏这几个宏把无符号整数转换成对应的类型
#define __pte(x) ((pte_t) { (x) } )
#define __pmd(x) ((pmd_t) { (x) } )
#define __pgd(x) ((pgd_t) { (x) } )
#define __pgprot(x) ((pgprot_t) { (x) } )
根据x把它转换成对应的无符号整数
#define pte_val(x) ((x).pte_low)
#define pmd_val(x) ((x).pmd)
#define pgd_val(x) ((x).pgd)
#define pgprot_val(x) ((x).pgprot)
把Linux内核空间的线性地址转换为物理地址
#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
把物理地址转化为线性地址
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
x是页表项值， 通过pte_pfn得到其对应的物理页框号， 最后通过pfn_to_page得到对应的物理页描述符
#define pte_page(x) pfn_to_page(pte_pfn(x))
如果对应的表项值为0， 返回1
#define pte_none(x) (!(x).pte_low)
x是页表项值， 右移12位后得到其对应的物理页框号
#define pte_pfn(x) ((unsigned long)(((x).pte_low >> PAGE_SHIFT)))
根据页框号和页表项的属性值合并成一个页表项值
#define pfn_pte(pfn, prot) __pte(((pfn) << PAGE_SHIFT) | pgprot_val(prot))
根据页框号和页表项的属性值合并成一个中间表项值
#define pfn_pmd(pfn, prot) __pmd(((pfn) << PAGE_SHIFT) | pgprot_val(prot))
向一个表项中写入指定的值
#define set_pte(pteptr, pteval) (*(pteptr) = pteval)
#define set_pte_atomic(pteptr, pteval) set_pte(pteptr,pteval)
#define set_pmd(pmdptr, pmdval) (*(pmdptr) = pmdval)
#define set_pgd(pgdptr, pgdval) (*(pgdptr) = pgdval)
根据线性地址得到高10位值， 也就是在目录表中的索引
#define pgd_index(address) (((address)>>PGDIR_SHIFT) & (PTRS_PER_PGD-1))
根据页描述符和属性得到一个页表项值
#define mk_pte(page, pgprot) pfn_pte(page_to_pfn(page), (pgprot))
3.2Linux内核页表的初始化
Linux内核在进入保护模式前， 还没有启用分页功能， 在这之前Linux内核要先建立一个临时Linux内核页表，因为在进入保护模式后， Linux内核继续初始化直到建
立完整的内存映射机制之前， 仍然需要用到页表来映射相应的内存地址。 临时页表的初始化是在arch/i386/kernel/head.S中进行的：swapper_pg_dir是临时页全局目录表， 它是在Linux内核编译过程中静态初始化的.pg0是第一个页表开始的地方， 它也是Linux内核编译过程中静态初始化的.Linux内核通过以下代码建立临时页表：ENTRY(startup_32)/* 得到开始目录项的索引，从这可以看出Linux内核是在swapper_pg_dir的768个表项开始进行建立的， 其对应的线性地址就是0xc0000000以上的地
址， 也就是Linux内核在初始化它自己的页表 */page_pde_offset = (__PAGE_OFFSET >> 20);/* pg0地址在Linux内核编译的时候， 已经是加上0xc0000000了， 减去0xc00000000得到对应的物理地址 */movl $(pg0 - __PAGE_OFFSET), %edi/* 将目录表的地址传给edx， 表明Linux内核也要从0x00000000开始建立页表， 这样可以保证从以物理地址取指令到以线性地址在系统空间取指令
的平稳过渡， 下面会详细解释 */
movl $(swapper_pg_dir - __PAGE_OFFSET), %edx
movl $0x007, %eax
leal 0x007(%edi),%ecx
Movl %ecx,(%edx)
movl %ecx,page_pde_offset(%edx)
addl $4,%edx
movl $1024, %ecx
11:
stosl addl $0x1000,%eax
loop 11b
/* Linux内核到底要建立多少页表， 也就是要映射多少内存空间， 取决于这个判断条件。在Linux内核初始化程中Linux内核只要保证能映射到包括Linux内核的代码段，数据段， 初始页表和用于存放动态数据结构的128k大小的空间就行 */leal (INIT_MAP_BEYOND_END+0x007)(%edi),%ebp
cmpl %ebp,%eax
jb 10b
movl %edi,(init_pg_tables_end - __PAGE_OFFSET)
在上述代码中， Linux内核为什么要把用户空间和Linux内核空间的前几个目录项映射到相同的页表中去呢，虽然在head.S中Linux内核已经进入保护模式，但是Linux内核现在是处于保护模式的段式寻址方式下，因为Linux内核还没有启用分页映射机制，现在都是以物理地址来取指令。
如果代码中遇到了符号地址，只能减去0xc0000000才行， 当开启了映射机制后就不用了现在cpu中的取指令指针eip仍指向低区，如果只建立Linux内核空间中的映射， 那么当Linux内核开启映射机制后， 低区中的地址就没办法寻址了，应为没有对应的页表， 除非遇到某个符号地址作为绝对转移或调用子程序为止。因此要尽快开启CPU的页式映射机制.
movl $swapper_pg_dir-__PAGE_OFFSET,%eax
movl %eax,%cr3 /* cr3控制寄存器保存的是目录表地址 */
movl %cr0,%eax /* 向cr0的最高位置1来开启映射机制 */
orl $0x80000000,%eax
movl %eax,%cr0
ljmp $__BOOT_CS,$1f /* Clear prefetch and normalize %eip */
1:
lss stack_start,%esp
通过ljmp $__BOOT_CS,$1f这条指令使CPU进入了系统空间继续执行 因为__BOOT_CS是个符号地址，地址在0xc0000000以上。在head.S完成了Linux内核临时页表的建立后，它继续进行初始化，包括初始化INIT_TASK，也就是系统开启后的第一个进程;建立完整的中断处理程序，然后重新加载GDT描述符，最后跳转到init/main.c中的start_kernel函数继续初始化.
3.3Linux内核页表的完整建立
Linux内核在start_kernel()中继续做第二阶段的初始化，因为在这个阶段中， Linux内核已经处于保护模式下，前面只是简单的设置了Linux内核页表， 内必须首先要建立一个完整的页表才能继续运行，因为内存寻址是Linux内核继续运行的前提。
pagetable_init()的代码在mm/init.c中：
[start_kernel()>setup_arch()>paging_init()>pagetable_init()]
为了简单起见， 我忽略了对PAE选项的支持。
static void __init pagetable_init (void)
{
……
pgd_t *pgd_base = swapper_pg_dir;
……
kernel_physical_mapping_init(pgd_base);
……
}
在这个函数中pgd_base变量指向了swapper_pg_dir， 这正是Linux内核目录表的开始地址，pagetable_init()函数在通过
kernel_physical_mapping_init()函数完成Linux内核页表的完整建立。
kernel_physical_mapping_init函数同样在mm/init.c中， 我略去了与PAE模式相关的代码：
static void __init kernel_physical_mapping_init(pgd_t *pgd_base)
{
unsigned long pfn;
pgd_t *pgd;
pmd_t *pmd;
pte_t *pte;
int pgd_idx, pmd_idx, pte_ofs;
pgd_idx = pgd_index(PAGE_OFFSET);
pgd = pgd_base + pgd_idx;
pfn = 0;
for (; pgd_idx < PTRS_PER_PGD; pgd++, pgd_idx++) {
pmd = one_md_table_init(pgd);
if (pfn >= max_low_pfn)
continue;
for (pmd_idx = 0; pmd_idx < PTRS_PER_PMD && pfn < max_low_pfn; pmd++, pmd_idx++) {
unsigned int address = pfn * PAGE_SIZE + PAGE_OFFSET;
……
pte = one_page_table_init(pmd);
for (pte_ofs = 0; pte_ofs < PTRS_PER_PTE && pfn < max_low_pfn; pte++, pfn++, pte_ofs++) {
if (is_kernel_text(address))
set_pte(pte, pfn_pte(pfn, PAGE_KERNEL_EXEC));
else
set_pte(pte, pfn_pte(pfn, PAGE_KERNEL));
……
}
}
通过作者的注释， 可以了解到这个函数的作用是把整个物理内存地址都映射到从Linux内核空间的开始地址，即从0xc0000000的整个Linux内核空间中，直到物理内存映射完毕为止。这个函数比较长， 而且用到很多关于内存管理方面的宏定义，理解了这个函数， 就能大概理解Linux内核是如何建立
页表的，将这个抽象的模型完全的理解。 下面将详细分析这个函数:函数开始定义了4个变量pgd_t *pgd， pmd_t *pmd， pte_t *pte， pfn;pgd指向一个目录项开始的地址，pmd指向一个中间目录开始的地址，pte指向一个页表开始的地址pfn是页框号被初始为0. pgd_idx根据pgd_index宏计算结果为768，也是Linux内核要从目录表中第768个表项开始进行设置。 从768到1024这个256个表项被linuxLinux内核设置成Linux内核目录项，低768个目录项被用户空间使用. pgd = pgd_base + pgd_idx; pgd便指向了第768个表项。
然后函数开始一个循环即开始填充从768到1024这256个目录项的内容。one_md_table_init()函数根据pgd找到指向的pmd表。
它同样在mm/init.c中定义:
static pmd_t * __init one_md_table_init(pgd_t *pgd)
{
pmd_t *pmd_table;
#ifdef CONFIG_X86_PAE
pmd_table = (pmd_t *) alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
set_pgd(pgd, __pgd(__pa(pmd_table) | _PAGE_PRESENT));
if (pmd_table != pmd_offset(pgd, 0))
BUG();
#else
pmd_table = pmd_offset(pgd, 0);
#endif
return pmd_table;
}
可以看出， 如果Linux内核不启用PAE选项， 函数将通过 pmd_offset返回pgd的地址。因为linux的二级映射模型，本来就是忽略pmd中间目录表的。接着又个判断语句：
>> if (pfn >= max_low_pfn)
>> continue;
这个很关键， max_low_pfn代表着整个物理内存一共有多少页框。 当pfn大于max_low_pfn的时候，表明Linux内核已经把整个物理内存都映射到了系统空间中， 所以剩下有没被填充的表项就直接忽略了。因为Linux内核已经可以映射整个物理空间了， 没必要继续填充剩下的表项。
紧接着的第2个for循环，在linux的3级映射模型中，是要设置pmd表的， 但在2级映射中忽略， 只循环一次，直接进行页表pte的设置。>> address = pfn * PAGE_SIZE + PAGE_OFFSET;address是个线性地址， 根据上面的语句可以看出address是从0xc000000开始的，也就是从Linux内核空间开始，后面在设置页表项属性的时候会用
到它.
>> pte = one_page_table_init(pmd);
根据pmd分配一个页表, 代码同样在mm/init.c中:
static pte_t * __init one_page_table_init(pmd_t *pmd)
{
if (pmd_none(*pmd)) {
pte_t *page_table = (pte_t *) alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
set_pmd(pmd, __pmd(__pa(page_table) | _PAGE_TABLE));
if (page_table != pte_offset_kernel(pmd, 0))
BUG();
return page_table;
}
return pte_offset_kernel(pmd, 0);
}
pmd_none宏判断pmd表是否为空, 如果为空则要利用alloc_bootmem_low_pages分配一个4k大小的物理页面。 然后通过set_pmd(pmd, __pmd(__pa(page_table) | _PAGE_TABLE));来设置pmd表项。page_table显然属于线性地址，先通过__pa宏转化为物理地址,在与上_PAGE_TABLE宏，此时它们还是无符号整数，在通过__pmd把无符号整数转化为pmd类型，经过这些转换， 就得到了一个具有属性的表项， 然后通过set_pmd宏设置pmd表项.接着又是一个循环，设置1024个页表项。
is_kernel_text函数根据前面提到的address来判断address线性地址是否属于Linux内核代码段,它同样在mm/init.c中定义:
static inline int is_kernel_text(unsigned long addr)
{
if (addr >= (unsigned long)_stext && addr <= (unsigned long)__init_end)
return 1;
return 0;
}
_stext, __init_end是个Linux内核符号， 在Linux内核链接的时候生成的， 分别表示Linux内核代码段的开始和终止地址.如果address属于Linux内核代码段， 那么在设置页表项的时候就要加个PAGE_KERNEL_EXEC属性，如果不是，则加个PAGE_KERNEL属性.
#define _PAGE_KERNEL_EXEC \
(_PAGE_PRESENT | _PAGE_RW | _PAGE_DIRTY | _PAGE_ACCESSED)
#define _PAGE_KERNEL \
(_PAGE_PRESENT | _PAGE_RW | _PAGE_DIRTY | _PAGE_ACCESSED | _PAGE_NX)
最后通过set_pte(pte, pfn_pte(pfn, PAGE_KERNEL));来设置页表项， 先通过pfn_pte宏根据页框号和页表项的属性值合并成一个页表项值，然户在用set_pte宏把页表项值写到页表项里。
当pagetable_init()函数返回后，Linux内核已经设置好了Linux内核页表，紧着调用load_cr3(swapper_pg_dir);#define load_cr3(pgdir) \asm volatile("movl %0,%%cr3": :"r" (__pa(pgdir)))将控制swapper_pg_dir送入控制寄存器cr3. 每当重新设置cr3时。
CPU就会将页面映射目录所在的页面装入CPU内部高速缓存中的TLB部分. 现在内存中(实际上是高速缓存中）的映射目录变了，就要再让CPU装入一次。由于页面映射机制本来就是开启着的， 所以从这条指令以后就扩大了系统空间中有映射区域的大小, 使整个映射覆盖到整个物理内存(高端内存)除外. 实际上此时swapper_pg_dir中已经改变的目录项很可能还
在高速缓存中， 所以还要通过__flush_tlb_all()将高速缓存中的内容冲刷到内存中，这样才能保证内存中映射目录内容的一致性。
3.4 对如何构建页表的总结
通过上述对pagetable_init()的剖析， 我们可以清晰的看到， 构建Linux内核页表， 无非就是向相应的表项写入下一级地址和属性。 在Linux内核空间保留着一部分内存专门用来存放Linux内核页表.当cpu要进行寻址的时候，无论在Linux内核空间，还是在用户空间， 都会通过这个页表来进行映射。
对于这个函数， Linux内核把整个物理内存空间都映射完了， 当用户空间的进程要使用物理内存时， 岂不是不能做相应的映射了？ 其实不会的， Linux内核只是做了映射， 映射不代表使用， 这样做是Linux内核为了方便管理内存而已。
四. 实例分析映射机制
4.1示例代码
通过前面的理论分析，我们通过编写一个简单的程序， 来分析Linux内核是如何把线性地址映射到物理地址的。
[root@localhost temp]# cat test.c
#include <stdio.h>
void test(void)
{
printf("hello, world.\n");
}
int main(void)
{
test();
}
这段代码很简单， 我们故意要main调用test函数， 就是想看下test函数的虚拟地址是如何映射成物理地址的。
4.2 段式映射分析
我们先编译， 在反汇编下test文件
[root@localhost temp]# gcc -o test test.c
[root@localhost temp]# objdump -d test
08048368 <test>:
8048368: 55 push %ebp
8048369: 89 e5 mov %esp,%ebp
804836b: 83 ec 08 sub $0x8,%esp
804836e: 83 ec 0c sub $0xc,%esp
8048371: 68 84 84 04 08 push $0x8048484
8048376: e8 35 ff ff ff call 80482b0 <printf@plt>
804837b: 83 c4 10 add $0x10,%esp
804837e: c9 leave
804837f: c3 ret
08048380 <main>:
8048380: 55 push %ebp
8048381: 89 e5 mov %esp,%ebp
8048383: 83 ec 08 sub $0x8,%esp
8048386: 83 e4 f0 and $0xfffffff0,%esp
8048389: b8 00 00 00 00 mov $0x0,%eax
804838e: 83 c0 0f add $0xf,%eax
8048391: 83 c0 0f add $0xf,%eax
8048394: c1 e8 04 shr $0x4,%eax
8048397: c1 e0 04 shl $0x4,%eax
804839a: 29 c4 sub %eax,%esp
804839c: e8 c7 ff ff ff call 8048368 <test>
80483a1: c9 leave
80483a2: c3 ret
80483a3: 90 nop
从上述结果可以看到, ld给test()函数分配的地址为0x08048368.在elf格式的可执行文件代码中，ld的实际位置总是从0x8000000开始安排程序的代码段， 对每个程序都是这样。至于程序在执行时在物理内存中的实际位置就要由Linux内核在为其建立内存映射时临时做出安排， 具体地址则取决于当时所分配到的物理内存页面。
假设该程序已经运行， 整个映射机制都已经建立好， 并且CPU正在执行main()中的call 8048368这条指令， 要转移到虚拟地址0x08048368去运行. 下面将详细介绍这个虚拟地址转换为物理地址的映射过程.
首先是段式映射阶段。由于0x08048368是一个程序的入口，更重要的是在执行的过程中是由CPU中的指令计数器EIP所指向的， 所以在代码段中。 因此， i386CPU使用代码段寄存器CS的当前值作为段式映射的选择子， 也就是用它作为在段描述表的下标.那么CS的值是多少呢？
用GDB调试下test：
(gdb) info reg
eax 0x10 16
ecx 0x1 1
edx 0x9d915c 10326364
ebx 0x9d6ff4 10317812
esp 0xbfedb480 0xbfedb480
ebp 0xbfedb488 0xbfedb488
esi 0xbfedb534 -1074940620
edi 0xbfedb4c0 -1074940736
eip 0x804836e 0x804836e
eflags 0x282 642
cs 0x73 115
ss 0x7b 123
ds 0x7b 123
es 0x7b 123
fs 0x0 0
gs 0x33 51
可以看到CS的值为0x73, 我们把它分解成二进制:
0000 0000 0111 0011
最低2位为3， 说明RPL的值为3， 应为我们这个程序本省就是在用户空间，RPL的值自然为3.
第3位为0表示这个下标在GDT中。
高13位为14， 所以段描述符在GDT表的第14个表项中， 我们可以到Linux内核代码中去验证下:
在i386/asm/segment.h中:
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS 14
#define __USER_CS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS * 8 + 3)
可以看到段描述符的确就是GDT表的第14个表项中。
我们去GDT表看看具体的表项值是什么， GDT的内容在arch/i386/kernel/head.S中定义:
ENTRY(cpu_gdt_table)
.quad 0x0000000000000000 /* NULL descriptor */
.quad 0x0000000000000000 /* 0x0b reserved */
.quad 0x0000000000000000 /* 0x13 reserved */
.quad 0x0000000000000000 /* 0x1b reserved */
.quad 0x0000000000000000 /* 0x20 unused */
.quad 0x0000000000000000 /* 0x28 unused */
.quad 0x0000000000000000 /* 0x33 TLS entry 1 */
.quad 0x0000000000000000 /* 0x3b TLS entry 2 */
.quad 0x0000000000000000 /* 0x43 TLS entry 3 */
.quad 0x0000000000000000 /* 0x4b reserved */
.quad 0x0000000000000000 /* 0x53 reserved */
.quad 0x0000000000000000 /* 0x5b reserved */
.quad 0x00cf9a000000ffff /* 0x60 kernel 4GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cf92000000ffff /* 0x68 kernel 4GB data at 0x00000000 */
.quad 0x00cffa000000ffff /* 0x73 user 4GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cff2000000ffff /* 0x7b user 4GB data at 0x00000000 */
.quad 0x0000000000000000 /* 0x80 TSS descriptor */
.quad 0x0000000000000000 /* 0x88 LDT descriptor */
/* Segments used for calling PnP BIOS */
.quad 0x00c09a0000000000 /* 0x90 32-bit code */
.quad 0x00809a0000000000 /* 0x98 16-bit code */
.quad 0x0080920000000000 /* 0xa0 16-bit data */
.quad 0x0080920000000000 /* 0xa8 16-bit data */
.quad 0x0080920000000000 /* 0xb0 16-bit data */
/*
* The APM segments have byte granularity and their bases
* and limits are set at run time.
*/
.quad 0x00409a0000000000 /* 0xb8 APM CS code */
.quad 0x00009a0000000000 /* 0xc0 APM CS 16 code (16 bit) */
.quad 0x0040920000000000 /* 0xc8 APM DS data */
.quad 0x0000000000000000 /* 0xd0 - unused */
.quad 0x0000000000000000 /* 0xd8 - unused */
.quad 0x0000000000000000 /* 0xe0 - unused */
.quad 0x0000000000000000 /* 0xe8 - unused */
.quad 0x0000000000000000 /* 0xf0 - unused */
.quad 0x0000000000000000 /* 0xf8 - GDT entry 31: double-fault TSS */
.quad 0x00cffa000000ffff /* 0x73 user 4GB code at 0x00000000 */
我们把这个值展开成二进制:
0000 0000 1100 1111 1111 1010 0000 0000 0000 0000 0000 0000 1111 1111 1111 1111
根据上述对段描述符表项值的描述， 可以得出如下结论：
B0-B15, B16-B31是0， 表示基地址全为0.
L0-L15, L16-L19是1， 表示段的上限全是0xffff.
G位是1 表示段长度单位均为4KB。
D位是1 表示对段的访问都是32位指令
P位是1 表示段在内存中。
DPL是3 表示特权级是3级
S位是1 表示为代码段或数据段
type为1010 表示代码段， 可读， 可执行， 尚未收到访问
这个描述符指示了段从0地址开始的整个4G虚存空间，逻辑地址直接转换为线性地址。所以在经过段式映射后就把逻辑地址转换成了线性地址， 这也是在linux中， 为什么逻辑地址等同于线性地址的原因了。
4.3 页式映射分析
现在进入页式映射的过程了, Linux系统中的每个进程都有其自身的页面目录PGD, 指向这个目录的指针保存在每个进程的mm_struct数据结构中。 每当调度一个进程进入运行的时候，Linux内核都要为即将运行的进程设置好控制寄存器cr3， 而MMU的硬件则总是从cr3中取得指向当前页面目录的指针。当我们在程序中要转移到地址0x08048368去的时候， 进程正在运行，cr3早以设置好，指向我们这个进程的页面目录了。 先将线性地址0x08048368展开成二进制：
0000 1000 0000 0100 1000 0011 0110 1000对照线性地址的格式，可见最高10位为二进制的0000 1000 00, 也就是十进制的32，所以MMU就以32为下标在其页面目录中找到其目录项。这个目录项的高20位指向一个页面表，CPU在这20位后添上12个0就得到页面表的指针。找到页面表以后， CPU再来看线性地址中的中间10位，0001001000，即十进制的72.于是CPU就以此为下标在页表中找相应的表项。表项值的高20位指向一个物理内存页面，在后边添上12个0就得到物理页面的开始地址。假设物理地址在0x620000的，线性地址的最低12位为0x368. 那么test()函数的入口地址就为0x620000+0x368 = 0x620368
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