1. 三种地址：逻辑地址，线性地址，物理地址。
三者的详细解释：
逻辑地址（logical address）：由段（segment）(16位)和偏移量（offset或displacement）(32位)组成。
线性地址（linear address）（也称虚拟地址virtual address）：是一个32位无符号整数，用来表示高达4GB的地址。
物理地址（physical address）：实际地址。
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分段目的：把逻辑地址转换为线性地址，如下图所示：
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2.1 段标识符和段寄存器
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段标识符(段选择符)(存放在段寄存器中)字段如下：
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index |
用来得到段描述符在GDT或LDT中的偏移（位置） |
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TI |
指明段描述符是在GDT中(TI=0)或在LDT中(TI=1) |
|
RPL |
请求特权级， |
由于一个段描述符是8字节，因此它的地址=GDT或LDT内的首地址+(index*8)。能够保存在GDT中的段描述符的最大数目是8191(213-1)，其中13是index的位数。
不同段的段描述符构成段描述符表，段描述符(8字节)存放在全局描述符表（GDT）或局部描述符表（LDT）中。GDT在主存中的地址和大小存放在gdtr控制寄存器中，当前正被使用的LDT地址和大小存放在ldtr控制寄存器中。
2.2 段描述符
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CPL(Current Privilege Level) |
当前特权级 |
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DPL(Descriptor Privilege Level) |
描述符特权级 |
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RPL ( Require Privilege Level) |
请求特权级， |
Liunx中广泛采用的段描述符类型：代码段描述符、数据段描述符、任务状态段描述符、局部描述符表描述符(代表一个包含LDT的段)。
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2.3 快速访问段描述符：(是由逻辑地址得到段的一个流程)
1.4 Linux中的分段
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用户代码段 |
__USER_CS |
|
用户数据段 |
__USER_DS |
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内核代码段 |
__KERNEL_CS |
|
内核数据段 |
__KERNEL_DS |
1.5 Linux GDT
每个处理器中只有一个GDT，所以在多处理器系统中有多个GDT。一般的，每个处理器中的都是GDT的一个副本。除了以下的三种情况：
1.每个处理器都有自己的TSS段，因此其对应的GDT项不同。
2.GDT中只有少数项可能依赖于CPU正在执行的进程。
3.在某些情况下，处理器可能临时修改GDT副本中的某个项。
所有的GDT存放在cpu_gdt_table数组中，而所有的GDT的地址和它们的大小(初始化gdtr时用)存放在cpu_gdt_descr数组中。这些都在arch/i386/kernel/head.s中定义。
如下图所示，一个GDT中包含18个描述符和14个空的、未使用的、或保留的项。
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1.6 Linux LDT
大多数用户态程序不使用LDT，这样内核就在GDT中定义了一个缺省的LDT来供大多数进程共享。缺省的LDT存放在default_ldt数组中。它含有5个项，内核只使用了两个项：用于iBCS执行文件的调用门和Solaris/x86可执行文件的调用门。调用门是一种机制：用于在调用预定义函数时改变CPU的特权级。
如果进程需要创建自己的LDT，则使用modify_ldt()系统调用。用户创建的LDT需要自己的段，此时GDT中的LDT表项相应的就要被修改。
2. 分页
目的：把线性地址转换为物理地址。其中的一个关键任务：比较所请求的访问类型与线性地址的访问权限。如果内存访问无效，则产生一个缺页异常。
页：以固定长度为单位的线性地址。页内部的线性地址被映射到连续的物理地址中。(即代表一组数据)
页框：RAM被分成固定长度的页框，每一个页框包含一个页。（即主存中的物理地址）
页表：把线性地址映射到物理地址的数据结构，它存放在主存中，并在启用分页单元之前由内核进行初始化。
所有的80x86都支持分页，它通过设置cr0寄存器的PG标志启用(PG=0)。
3.1 常规分页
32位的线性地址被分为3个域(4KB的页)：
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重要的概率 |
组成 |
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页目录 |
页目录项 |
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页表 |
页表项 |
线性地址到物理地址的转换如下图所示：
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3.2 扩展分页
3.3 物理地址扩展(PAE)分页
看书p56-57
3.4 硬件保护方案
段有三种存取权限(读、写、执行)，页只有两种存取权限(读、写)。
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PAE(Physical Address Extension) |
物理地址扩展 |
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PSE(Page Size Extension) |
页大小扩展 |
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PGE(Page Global Enable) |
页全局启用 |
3.5 硬件高速缓存
原因：CPU和RAM之间速度不匹配。
原理：基于局部性原理，用小而快的内存来存放最近最常使用的代码。以脉冲突发模式(burst mode)在慢速DRAM和快速片上SRAM之间传送行(一种新单位)。
映射关系：直接映射、全相关、N-路相关。
硬件高速缓存单元的组成：一个硬件高速缓存内存、一个高速缓存控制器。Cache hit、cache miss。通写(write-through)、回写(write-back)。
多处理器高速缓存，需要保持高速缓存间的内容同步。就有一种高速缓存侦听(cache snooping)活动来实现同步。
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Linux中对所有的页框都启用高速缓存，对于写操作总是采用回写策略。
3. Linux中的分页
4.1 分页概述
Linux从2.6.11开始采用四级分页模型：(为了适用于32位和64位系统)
l PGD(Page Global Directory)
l PUD(Page Upper Directory)
l PMD(Page Middle Directory)
l PT(Page Table)
PGD中包含若干PUD的地址，PUD中包含若干PMD的地址，PMD中又包含若干PT的地址。每一个页表项指向一个页框。线性地址被分为五个部分，如下图所示：(图中没有指明每一部分的大小，因为每一部分的大小与具体的计算机体系结构相关。)
没有启用物理地址扩展的32位系统，两级页表就可以了。Linux通过使PUD和PMD对应的位全为0，使得每个PUD和PMD都只有一个项。此时PGD、PUD、PMD、PT中表项的个数分别是：1024、1、1、1024。
启用物理地址扩展的32位系统使用了三级页表。Linux中的PGD对应于80x86的页目录指针表(PDPT)，PUD对应位全为0，PMD对应于80x86的页目录，PT对应于80x86的页表。此时PGD、PUD、PMD、PT中表项的个数分别是：4、1、512、512。
Linux的进程处理依赖于分页：
1. 给每一个进程分配一块不同的物理地址空间，可以有效地防止寻址错误。
2. 区别页和页框之不同。这就允许存放在某个页框中的一个页，然后保存到磁盘上，以后重新装入这同一页时又可以被装在不同的页框中。这是虚拟内存机制的基本要素。
当发生进程切换时，linux把cr3控制寄存器的内容保存在前一个执行进程的描述符中，然后把下一个要执行进程的描述符的值装入cr3寄存器中，因此，当新进程重新开始在CPU上执行时，分页单元指向一组正确的页表。