0.前言
1.了解Linux内存的管理机制(分段分页)
2.了解虚拟内存和物理内存的映射方式
3.了解操作系统内存与磁盘的交互（分页机制---》缺页重读机制，用时拷贝机制)
4.应用程序如何高效使用内存和高级程序的设计方法
1.linux物理使用情况
内核区，用户区，高速缓冲区。内核区与用户区是分割开的，互不影响，不能让用户程序影响内核的程序。linux0.11版本内存大小只有16M.
内存以页为单位管理内存，4K大小
2.逻辑地址 ，线性地址，物理地址
逻辑地址：程序员看到的地址，linux给每一个进程分配一个独立的地址
线性地址：在分段机制下（线性地址=逻辑地址+段基地址） 4G 8G
物理地址：CPU总线的直接地址
在linux0.11版本里面，一个进程给64M的大小，在linux2.6版本，一个进程给4G的大小
分段机制：从逻辑地址---------》》》线性地址上面，根据ＧＤＴ表（线性地址=逻辑地址+段基地址）
分页机制：线性地址-----------》》》物理内存映射
3.虚拟内存
用户进程使用的都是虚拟内存，linux操作系统的内存管理会进行虚拟内存与物理内存的映射，这个映射就是mmu。
用户使用的是虚拟内存，也就是逻辑地址，当用户需要访问内存数据的时候，需要将这个逻辑地址给到Linux操作系统的管理模块，该模块会进行将逻辑地址映射到物理地址上面的操作。
虚拟内存可以很大，物理内存小，但是不可能所有进程可以同时执行，可以分批执行，合理的调度物理内存的使用
4.分段
大数据分段存储，小数据分页存储。
4.1.GDT
GDT:全局描述符, Intel使用一个48位的寄存器GDTR存储GDT的入口地址；一共256项，4项是内核占用的，剩下252项，一个进程占两项，也就是126个进程，但是ｌｉｎｕｘ代码最多支持64个进程，宏定义限制的。
４．2ＬＤＴ
LDT:局部描述符
LDT描述局部于每个程序的段，包括其代码、数据、堆栈等。ＬＤＴ是进程的入口地址
5.分页
５．１．分页机制启动
分页机制由CR0中的PG位启用。如PG=1，启用分页机制，并使用本节要描述的机制，把线性地址转换为物理地址。如PG=0，禁用分页机制，直接把段机制产生的线性地址当作物理地址使用。分页机制管理的对象是固定大小的存储块，称之为页(page)。分页机制把整个线性地址空间及整个物理地址空间都看成由页组成，在线性地址空间中的任何一页，可以映射为物理地址空间中的任何一页（我们把物理空间中的一页叫做一个页面或页框(page frame)）
5.2.页表
页表存储在ＣＲ３寄存器里面
这些页表其实就是索引（这里是二级），加快寻找数据速度
5.3.内存管理两个机制
分页机制：
缺页中断，重加载，利用ｐ位
Ｐ位：存在位，Ｐ＝１表示该项可用，当Ｐ＝０时，表示该项无效-----缺页中断来源
（缺页异常：在页目录项里面，如果Ｐ＝０，就先分配一个页表项给页目录项，然后将Ｐ＝１，让刚刚申请访问的程序重新访问；如果在页表里面，先加载数据到内存里面，然后让Ｐ＝１，重新访问，然后这样就得到数据，结束过程）
写时复制，读时共享：
fork只是虚拟内存拷贝，但是物理内存是共享的，在ｖfork里面，虚拟内存都是一样的。
写时：就会引发页面异常，ｐａｇｅ＿ｆａｕｌｔ （中断号为14），该服务函数，会取消共享内存，然后复制一个新的物理页面，然后设置为可读写状态，进行写存在
写存在----》》》页面异常----》》》处理保护异常-------》》》重新分配内存页------》》》重新执行写存在
5.4页寻址
数据是32位，10位用于一级页表，10位用于二级页表，剩下12位给其他权限使用。
Ｐ位：存在位，Ｐ＝１表示该项可用，当Ｐ＝０时，表示该项无效-----缺页中断来源
（缺页异常：在页目录项里面，如果Ｐ＝０，就先分配一个页表项给页目录项，然后将Ｐ＝１，让刚刚申请访问的程序重新访问；如果在页表里面，先加载数据到内存里面，然后让Ｐ＝１，重新访问，然后这样就得到数据，结束过程）
6.ＭＭＵ
MMU是一种硬件电路，它包含两个部件，一个是分段部件，一个是分页部件，在此，我们把它们分别叫做分段机制和分页机制，以利于从逻辑的角度来理解硬件的实现机制。分段机制把一个逻辑地址转换为线性地址；接着，分页机制把一个线性地址转换为物理地址。
7.例子
某任务加载后，在4GB虚拟地址空间创建了一个段，起始地址为0x00800000, 段界限为0x5000，字节粒度。当前任务执行时，段寄存器DS指向该段。又假设执行了下面一条指令: mov edx, [0x1050]，问此时对应的物理地址是多少？
答：此时，段部件会输出线性地址0x00801050。在没有开启分页机制时， 这就是要访问的物理地址。但现在开启了分页机制，所以这是一个下虚拟地址，要经过页部件转换，才能得到物理地址。
如下图4所示，处理器的页部件专门负责线性地址到物理地址的转换工作。它首先将段部件送来的32位线性地址分为3段，分别是高10位，中间10位，低12位。高10位是页目录的索引，中间10位是页表的索引，低12位则作为页内偏移量来用。
图４
当前任务页目录的物理地址在处理器的CR3寄存器中，假设它的内容为0x00005000 。段管理部件输出的线性地址是0x00801050 。其二进制的形式如图中给出。高10位是十六进制的0x002。它是页目录表内的索引，处理器将它乘以4(因为每个目录项4字节)。作为偏移量访问页目录。最终处理器从物理地址00005008处取得页表的物理地址0x08001000。
线性地址的中间10位为0x001，处理器用它作为页表索引取得页的物理地址。将该值乘以4，作为偏移量访问页表。最终，处理器又从物理地址08001004处取得页的物理地址，这就是我们一直努力寻找的那个页。
页的物理地址是0x0000C000，而线性地址的低12位是数据所在的页内偏移量，故处理器将它们相加，得到物理地址0x0000C050，这就是线性地址0x00801050所对应的物理地址，要访问的数据就在这里。
当任务加载时，操作系统先创建虚拟的段，并根据段地址的高20位决定它要用到哪些页目录项和页表项。然后，寻找空闲的页，将原本应该写入段中的数据写到一个或者多个页中，并将页的物理地址填写到相对应的页表项中。只有这样做了，当程序运行的时候，才能以相反的顺序进行地址变换，并找到正确的数据。
