本文讲述linux在X86平台上的分段和分页机制
MMU（内存控制单元）:硬件电路。 逻辑——分段单元——线性——分页单元——物理
逻辑地址：程序代码里的地址。段+偏移量
线性地址：逻辑地址经过分段转换为线性地址。如果是32位CPU，可表达4G的线性地址。0x00000000-0xffffffff
物理地址：用于物理内存芯片的内存单元寻址。它的范围与地址总线的位数相关。
X86的硬件分段：
一个逻辑地址分为两部分组成：段标识符和指定段内相对地址的偏移量。
处理器提供6个段寄存器，CS,SS,DS,ES,FS,GS；
段描述符：8个字节；用来存放段起始地址，段大小，存储权限等。存储在GDT或LDT中。
段选择符（段标识符）：16位，用来寻找段描述符，存放于段寄存器中。
分段流程：将逻辑地址指定的段标识符装载在段寄存器中，由段标识符指定段描述符的起始地址，在段描述中找到相应段的段起始地址，将段起始地址左移N（N=地址总线位数-CPU位数），然后与逻辑地址指定的段内偏移量相加，得到线性地址。
linux的分段：
linux以非常有限的方式使用分段，只有在X86机构下才使用分段（一些体系结构对分段支持很有限，尤其是RISC）。
运行在用户态的linux进程都使用一对相同的段来对指令和数据寻址：用户代码段和用户数据段；
运行在内核态的所有linux进程都使用一对相同的段对指令和数据寻址：内核代码段和内核数据段。
他们的段起始地址都是0X0，则在linux下逻辑地址和线性地址是一致的，即逻辑地址的偏移量字段的值和相应的线性地址的值总是一致的。
X86的硬件分页：
页：一组线性地址和地址中的数据。 分页单元将线性地址转换成物理地址。
分页单元把所有的RAM分成固定长度的页框。线性地址按照页框大小分组，称为页。页框长度=页长度。页内部的线性地址被映射到连续的物理地址中。
把线性地址映射到物理地址的数据结构称为页表。页表存放在主存中，并在启用分页单元之前必须有内核对页表进行适当的初始化。
常规分页：
32位的线性地址被分成3个域：Directory（目录）最高10位：Table（页表）中间10位：Offset（偏移量）最低12位（4KB页）；线性地址的转换分两步完成，每一步都基于一种转换表，第一种转换表称为页目录表，第二种表称为页表；使用二级模式的目的在于减少每个进程页表所需的RAM数量。每个活动进程都有一个分配给它的页目录，在实际需要时分配页表，其页目录的物理地址存放在控制寄存器的cr3中，cr3与线性地址的dirctory字段决定页目录中的目录项，再通过线性地址的TABLE字段决定页表的表项，再配合OFFSET字段找到页框内物理地址。
扩展分页：
从pentiun开始，X86引入扩展分页，页框大小为4MB，扩展分页把大段连续的线性地址转换为相应的物理地址。内核则可以不用对中间页表转换。DIRECTIORY（10位）:OFFSET（22位）（4MB页）；
物理地址扩展分页机制：
处理器所支持的RAM容量受到连接到地址总线上的地址管脚数量限制。大型服务器需要大于4GB的RAM时，intel在它的处理器上把管脚从32增加到36位，引入物理地址扩展的分页机制将32位线性地址转换为36位物理地址。
64位系统的分页：
32位的系统采用2级分页机制，出于效率和RAM容量的考虑，64位系统采用额外的分页机制。使用的级别的数量取决于处理器的类型。
硬件高速缓存:减少cpu等待动态RAM的时间。 行：几十个连续字节。 实现慢速DRAM和高速静态SRAM之间传送
linux 的分页：
linux采用了一种同时适用于32位和64位熊的普通分页模型，目前采用四级分页模型：页全局目录：页上级目录：页中间目录：页表。
页全局目录包含若干页上级目录的地址，页上级目录包含若干页中间级目录的地址，页中间级目录又包含若干页表的地址。每个页表项又指向夜歌页框。线性地址因此被分成了5个部分。
没有启动物理地址扩展的32位系统，linux采用2级模型：页全局目录和页表，页上级目录和页中间级目录全置0；
启用了物理地址扩展的32位系统使用3级页表。
64位系统使用三级还是四级分页取决于硬件对线性地址的划分。
物理内存布局：
物理地址映射：保留出不能用的物理地址
进程页表：0x00000000到0xbfffffff线性地址。用户态，内核态可用
0xc0000000到0xffffffff线性地址。 内核态可用
总结：
用户空间不是进程共享的，而是进程隔离的。每个进程最大都可以有3GB的用户空间。一个进程对其中一个地址的访问，与其它进程对于同一地址的访问绝不冲突。比如，一个进程从其用户空间的地址0x1234ABCD处可以读出整数8，而另外一个进程从其用户空间的地址0x1234ABCD处可以读出整数20，这取决于进程自身的逻辑。
任意一个时刻，在一个CPU上只有一个进程在运行。所以对于此CPU来讲，在这一时刻，整个系统只存在一个4GB的虚拟地址空间，这个虚拟地址空间是面向此进程的。当进程发生切换的时候，虚拟地址空间也随着切换。由此可以看出，每个进程都有自己的虚拟地址空间，只有此进程运行的时候，其虚拟地址空间才被运行它的CPU所知。在其它时刻，其虚拟地址空间对于CPU来说，是不可知的。所以尽管每个进程都可以有4 GB的虚拟地址空间，但在CPU眼中，只有一个虚拟地址空间存在。虚拟地址空间的变化，随着进程切换而变化。
从上面我们知道，一个程序编译连接后形成的地址空间是一个虚拟地址空间，但是程序最终还是要运行在物理内存中。因此，应用程序所给出的任何虚地址最终必须被转化为物理地址，所以，虚拟地址空间必须被映射到物理内存空间中，这个映射关系需要通过硬件体系结构所规定的数据结构来建立。这就是我们所说的段描述符表和页表，Linux主要通过页表来进行映射。
于是，我们得出一个结论，如果给出的页表不同，那么CPU将某一虚拟地址空间中的地址转化成的物理地址就会不同。所以我们为每一个进程都建立其页表，将每个进程的虚拟地址空间根据自己的需要映射到物理地址空间上。既然某一时刻在某一CPU上只能有一个进程在运行，那么当进程发生切换的时候，将页表也更换为相应进程的页表，这就可以实现每个进程都有自己的虚拟地址空间而互不影响。所以，在任意时刻，对于一个CPU来说，只需要有当前进程的页表，就可以实现其虚拟地址到物理地址的转化。
内核空间对所有的进程都是共享的，其中存放的是内核代码和数据，而进程的用户空间中存放的是用户程序的代码和数据，不管是内核程序还是用户程序，它们被编译和连接以后，所形成的指令和符号地址都是虚地址，而不是物理内存中的物理地址。
虽然内核空间占据了每个虚拟空间中的最高1GB字节，但映射到物理内存却总是从最低地址（0x00000000）开始的，之所以这么规定，是为了在内核空间与物理内存之间建立简单的线性映射关系。其中，3GB（0xC0000000）就是物理地址与虚拟地址之间的位移量，在Linux代码中就叫做PAGE_OFFSET。
我们来看一下在include/asm/i386/page.h头文件中对内核空间中地址映射的说明及定义：
#define __PAGE_OFFSET (0xC0000000)
……
#define PAGE_OFFSET ((unsigned long)__PAGE_OFFSET)
#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
对于内核空间而言，给定一个虚地址x，其物理地址为“x- PAGE_OFFSET”，给定一个物理地址x，其虚地址为“x+ PAGE_OFFSET”。