linux内存管理

        分页就是将进程的逻辑地址空间分成若干大小相等的片（即页），然后装入内存。 分段就是用户可以把自己的作业按逻辑关系划分为若干个段，每个段都是从0开始编址，并有自己的名字和长度。这就相当于程序里边的主函数段、各个子函数段、数据段、栈段等等。 要知道在引入分页和分段之前，是通过连续分配方式来管理存储器的，就是说一个进程在内存中是连续存放的。 可以这样理解吧，内存中有进程1、2、3……进程2先执行完成了，然后释放了所占有的内存空间，而之后， 如果新调入的进程内存需求大于之前2所占有的内存空间，那么不可能利用这块内存，相对于内存需求更大的进程来说，之前2所占有的内存空间就是不能利用的碎片， 如果新调入的进程内存需求小于之前2所占有的空间就会留下空隙，也会带来碎片。 虽然可以通过“紧凑”的方法进行碎片整理，但开销很大这就产生了与连续分配方式相对的离散分配方式，便先后引入了分页和分段存储管理。 所以相同点就是，两者都属于存储器管理方式中的离散分配方式。都要通过地址映射机构来实现地址变换。 不同点就在于，离散分配方式的基本单位的不同，是页还是段。 页是信息的物理单位，段是信息的逻辑单位。 分页的作业地址空间是一维的，线性的，程序员只需利用一个记忆符表示一个地址；而分段的作业地址空间是二维的，程序员在表示一个地址的时候既要给出段名，又需要给出段内地址。其中，段名可以理解为函数名等，段内地址可以理解程变量等的地址。 值得一提的是其中页的大小要和物理块或者页框一样，而物理块是操作系统定好了的。也就是说你的操作系统装完之后，物理块的大小是定了的，从而页的大小也是定了的。而段的长度是不定的。 引入分页存储管理方式的目的是提高内存利用率，而引入分段存储是为了满足用户（程序员）在编程和使用上多方面上的要求。还有将两者结合一起的段页式系统。

一，linux绕过了段机制而主要采用了页机制实现内存管理。原因如下：
            1，为了使得内存管理变得简单，绕过了段机制，虚拟地址=线性地址。
            2，为了方便移植到多个硬件平台，因为很多RISC处理器不支持段机制。
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二，进程的地址空间。

    linux下每个进程都有4GB的地址空间=1GB的内核空间  +　3GB的用户空间
    1，进程切换时，虚拟地址空间也随之切换。唯有3GB的用户空间切换，1GB的内核空间
          是所用进程共享的，常驻内存。
    2，虚拟地址空间切换，页表也随之切换。
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三，虚拟地址映射到物理地址。

      地址映射应该分两部分分析，内核空间和用户空间。
      内核空间使用的是线性映射，很好理解。
      用户空间使用的是页表来映射。
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          3.1，内核空间的地址映射到物理地址空间。
    
  内核空间地址映射函数如下：

#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)   PAGE_OFFSET))  // 虚拟地址 = 物理地址x   3GB
#define __pa(x) ((unsigned long) (x) - PAGE_OFFSET)                  //物理地址  = 虚拟地址x -  3GB

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               3.2，用户空间映射到物理地址空间。
        linux 采用了三级页表，实际上linux可以通过启用或禁用中间目录来启用两级和
       三级分页（使用相同的代码），在32位的x86体系上就用的两级页表。
 
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          先以两级页表说说虚拟地址是如何映射成为物理地址的吧。

         
               进程切换，首先是从新的进程的PCB中读出pgd，然后写入CR3中，cr3 = __pa(pgd)
 CR3相当于页表的根所在，CR3中存放的是页目录的基址，该基址 偏移量(线性地址的前10位)
  = 页表的基址，页表的基址 偏移量(线性地址的中间10位)=物理页的基址，物理页的基址
 偏移量 = 物理地址。

下面小结物理地址的计算：

1. cr3 Page Directory (10 MSB) = 指向 table_base
2. table_base Page Table (10 中间位) = 指向 page_base
3. page_base Offset = 物理地址 (获得页框)