地址长度
在Linux下，unsigned long可以与地址的长度保持一致，即32位系统下unsigned long为32位，而64位系统下为64位长。
虚拟地址的分解
如图所示，通过XXX_SHIFT方式，移位得到范围。
1: /* PAGE_SHIFT determines the page size */
2: #define PAGE_SHIFT 12
3: #define PAGE_SIZE (_AC(1,UL) << PAGE_SHIFT) // 4KB = 4096
4: #define PAGE_MASK (~(PAGE_SIZE-1)) // 0x0FFF
对于没有PMD和PUD的情况，即只有两级页表的情况，在include/asm-generic/pgtable-nopud.h及pgtable_nopmd.h的情况：
1: /*
2: * Having the pmd type consist of a pud gets the size right, and allows
3: * us to conceptually access the pud entry that this pmd is folded into
4: * without casting.
5: */
6: typedef struct { pud_t pud; } pmd_t;
7: 8: #define PMD_SHIFT PUD_SHIFT
9: #define PTRS_PER_PMD 1
10: #define PMD_SIZE (1UL << PMD_SHIFT)
11: #define PMD_MASK (~(PMD_SIZE-1))
1: /*
2: * Having the pud type consist of a pgd gets the size right, and allows
3: * us to conceptually access the pgd entry that this pud is folded into
4: * without casting.
5: */
6: typedef struct { pgd_t pgd; } pud_t;
7: 8: #define PUD_SHIFT PGDIR_SHIFT
9: #define PTRS_PER_PUD 1
10: #define PUD_SIZE (1UL << PUD_SHIFT)
11: #define PUD_MASK (~(PUD_SIZE-1))
1: /*
2: * traditional i386 two-level paging structure:
3: */
4: 5: #define PGDIR_SHIFT 22
6: #define PTRS_PER_PGD 1024
因此，对于x86情况来说，下图更为合适：
由上图可知，页目录中有1024个PDE（Page Directory Entry），其中每个entry代表着一张页表，对应着4MB的内存区域。而对于Linux来说，内核态总共需要1GB的内存空间，因此需要256个PDE来保存其对应的页表索引。
对于不同的进程来说，虽然768个PDE（3GB内存）是与该进程相关的，即对于不同的进程是不一样的，但是内核空间是各个进程都共享的，所以可以预见，每个进程的Page Directory中后256项都是相同的。
这样通过两层的页表，每个进程最多需要768个Page Table就足够了，从而节省了很多空间。
在PDE和PTE中，除了保存相应下一级内存页的高20位地址外，还有一些重要的属性位，比如P(Present)，代表该页是否存在于物理内存中。
物理内存的管理
内核先要管理物理内存，因为物理内存在范围上地位(或重要性)是不平等的，位于DMA区域的物理内存更加珍贵些，因为DMA操作只能利用这部分的物理内存，如果被应用程序轻易地就给分配掉了，那么很可能导致DMA失败。
另外还要考虑NUMA的复杂情况，所以内核需要对物理内存的分配进行管理。
即引导CPU优先分配那些相对廉价的物理内存区域(HighMem)，而且对于相对昂贵并且经常需要使用的内存区域(Normal Zone)使用简单而直接的线性映射页表项，
1: （Linear Address = Physical Address + Constant）从而使对该区域的访问更加方便。
在每个结点的每个区域上，都有对应的空闲的页表，以Buddy System进行管理，内核需要分配物理内存的时候，就要向Buddy System进行申请。
但是不管哪个区域(Zone)物理内存，都需要通过页表项的方式，提供给内核或者应用程序使用。虽然分页机制是可以进行开关的，但是在Linux操作系统工作的情景下，分页机制是打开的。
也就是说，内核或者应用程序中对内存地址的操作，都是要经过CPU的MMU单元进行页表项的转换，从线性地址转换到物理地址的。
如果使用的内存地址所在的内存页表项中的P(Present)标志为0的话，代表内存页不在物理内存中，会由CPU引发缺页异常，再由异常处理程序负责从页交换文件中调到相应的页，重新加载到物理内存中，然后再尝试重新执行引起缺页异常的那条指令。
而所有的这一切，对于访问内存的内核或者应用程序来说，都是透明的。
什么是TLB
物理内存就是我们机器里的内存条，所有的数据都要加载到物理内存中运行，但是程序员不知道客户机器中的物理内存大小，因为无法为程序分配物理内存；虚拟内存的出现则让程序员无需考虑客户机器物理内存的大小，可以随意的给程序分配内存地址，只要遵循硬件厂商和操作系统厂商的开发手册即可；而虚拟内存数据和物理内存之间要形成映射，到底每一段虚拟内存数据被放到哪个物理内存中，则需要存储管理来实现。
而虚拟内存和物理内存间的映射关系被以页表的形式存储，而TLB就是一个高速页表缓存器，专门存储这些映射关系，由于这些映射关系较多，所以TLB也是分级管理，Nahalem就是三级TLB。当CPU执行数据访问时候，必须访问TLB从而获取
映射关系，从而知道虚拟内存数据到底放在物理内存的什么位置，然后精确的处理数据。
刷新TLB的方法
因为TLB是保存着线性地址到物理地址的映射关系，它实际上是物理内存中页表部分的一个View，因此如果页表中的某一项发生了变化，而TLB没有跟着相应的变化的话，就会出现不一致(Inconsistent)的问题。
为了解决这个问题，可以通过刷新TLB(flush TLB)的方法来重置，方法如下：
1: mov eax, cr3; 2: move cr3, eax;因此，我们在Linux内核源码中看到下面的代码：
1: static inline void __native_flush_tlb(void)
2: { 3: native_write_cr3(native_read_cr3()); 4: }Buddy System
Buddy System提供以下的API，以供内核分配物理内存：
1: // 以下函数返回一个struct page的实例
2: 3: alloc_pages(mask, order); //返回一个struct page实例， 代表起始页
4: 5: alloc_page(mask); //返回一个struct page实例， 只分配一页
6: 7: get_zeroed_page(mask); //返回一个置0的内存页
8: 9: 以及
1: // 以下函数返回内存块的虚拟地址
2: 3: __get_free_pages(mask, order); 4: __get_free_page(mask);和
1: get_dma_pages(gfp_mask, order);//返回适用于DMA的页
以下是释放页的函数
1: free_page(struct page*);
2: free_pages(struct page*, order);
3: 4: __free_page(addr); 5: __free_pages(addr, order);启动过程的对分页的支持
1: setup_arch() -> paging_init()BootMem
在操作系统启动过程中时，也需要使用物理内存，但是这时Buddy System还没有Ready，所以Linux提供了一种简单的物理内存管理方案。
通过比特位的位图来管理物理内存的使用情况，采用First-Best策略来搜索合适的物理内存块。
保证最快找到可以大小的连续物理内存，又不会覆盖掉正在使用的物理内存。
Slab分配器
用户态的程序可以使用C标准库中提供的malloc接口分配小块的内存，但是内核也需要分配小块的内存，却无法使用标准库提供的服务。所以内核提供了slab分配器来分配小块的内存。
slab分配器的好处：
- 1. 由于内核趋向于有规律地分配并释放相同大小的内存块，比如sizeof(fs_struct)大小。所以slab分配器提供了缓存的功效，即对刚刚释放的小块内存，并不立即交给Buddy System回收，而是先保留下来，当内核马上又分配相同大小的内存块时，就可以很快地重用这块内存。
- 2. 如果直接调用Buddy System进行小块内存的分配，就会增加内存调度的块大小，加快高速缓存行的刷新，从而导致不重要的数据驻留在高速缓存行中，重要的数据却被切换到内存中。
- 3. 直接调用Buddy System进行小块内存的分配，会使数据总是出现在2的整数幂次附件，从而使对应的高速缓存行，不停地被刷新，导致该高速缓存行被过度使用。