二、線性地址轉物理地址
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物理地址呢？這個大家都知道，那就是通過分頁機制，具體的說，就是通過頁表查找來對應物理地址。
分頁是CPU提供的一種機制，Linux只是根據這種機制的規則，利用它實現了內存管理。
分頁的基本原理是把線性地址分成固定長度的單元，稱爲頁（page）。頁內部連續的線性地址映射到連續的物理地址中。X86每頁爲4KB（爲簡化分析，我們不考慮擴展分頁的情況）。爲了能轉換成物理地址，我們需要給CPU提供當前任務的線性地址轉物理地址的查找表，即頁表(page table)，頁表存放在內存中。
在保護模式下，控制寄存器CR0的最高位PG位控制着分頁管理機制是否生效，如果PG=1，分頁機制生效，需通過頁表查找才能把線性地址轉換物理地址。如果PG=0，則分頁機制無效，線性地址就直接作爲物理地址。
爲了實現每個任務的平坦的虛擬內存和相互隔離，每個任務都有自己的頁目錄表和頁表。
爲了節約頁表佔用的內存空間，x86將線性地址通過頁目錄表和頁表兩級查找轉換成物理地址。
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是物理頁內的字節偏移量。
頁目錄表的大小爲4KB（剛好是一個頁的大小），包含1024項，每個項4字節（32位），表項裏存儲的內容就是頁表的物理地址（因爲物理頁地址4k字節對齊，物理地址低12位總是0,所以表項裏的最低12字節記錄了一些其他信息，這裏做簡化分析）。如果頁目錄表中的頁表尚未分配，則物理地址填0。
頁表的大小也是4k，同樣包含1024項，每個項4字節，內容爲最終物理頁的物理內存起始地址。
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每個活動的任務，必須要先分配給它一個頁目錄表，並把頁目錄表的物理地址存入cr3寄存器。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 中的地址爲例分析一下線性地址轉物理地址的過程。
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物理內存的過程很複雜，後文再分析）。
內核先將當前任務的頁目錄表的物理地址填入cr3寄存器。
線性地址 0x80495b0 轉換成二進制後是 0000 1000 0000 0100 1001 0101 1011 0000，最高10位0000 1000 00的十進制是32，CPU查看頁目錄表第32項，裏面存放的是頁表的物理地址。線性地址中間10位00 0100 1001 的十進制是73，頁表的第73項存儲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物理內存單元。
我們知道Linux中用戶進程線性地址能尋址的範圍是0 － 3G，那麼是不是需要提前先把這3G虛擬內存的頁表都建立好呢？一般情況下，物理內存是遠遠小於3G的，加上同時有很多進程都在運行，根本無法給每個進程提前建立3G的線性地址頁表。Linux利用CPU的一個機制解決了這個問題。進程創建後我們可以給頁目錄表的表項值都填0，CPU在查找頁表時，如果表項的內容爲0,則會引發一個缺頁異常，進程暫停執行，Linux內核這時候可以通過一系列複雜的算法給分配一個物理頁，並把物理頁的地址填入表項中，進程再恢復執行。當然進程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物理內存。
怎樣防止進程訪問不屬於自己的線性地址（如內核空間）或無效的地址呢？內核裏記錄着每個進程能訪問的線性地址範圍（進程的vm_area_struct 線性區鏈表和紅黑樹裏存放着），在引發缺頁異常的時候，如果內核檢查到引發缺頁的線性地址不在進程的線性地址範圍內，就發出SIGSEGV信號，進程結束，我們將看到程序員最討厭看到的Segmentation fault。
