1.概念
- 內存管理模式
段式：內存分為了多段，每段都是連續的內存，不同的段對應不用的用途。每個段的大小都不是統一的，會導致內存碎片和內存交換效率低的問題。
頁式：內存划分為多個內存頁進行管理，如在 Linux 系統中，每一頁的大小為 4KB。由於分了頁后，就不會產生細小的內存碎片。但是仍然也存在內存碎片問題。
段頁式：段式和頁式結合。
- 地址類型划分
邏輯地址：程序所使用的地址，通常是沒被段式內存管理映射的地址，稱為邏輯地址
線性地址：通過段式內存管理映射的地址，稱為線性地址，也叫虛擬地址
虛擬地址：通過段式內存管理映射的地址，稱為線性地址，也叫虛擬地址
物理地址：物理內存地址
說明：
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Inetel處理器中，邏輯地址是「段式內存管理」轉換前的地址，線性地址則是「頁式內存管理」轉換前的地址。
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段式內存管理映射而成的地址不再是“物理地址”了，Intel 就稱之為“線性地址”（也稱虛擬地址）。於是，段式內存管理先將邏輯地址映射成線性地址，然后再由頁式內存管理將線性地址映射成物理地址。
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linux內存主要是頁式內存管理，同時也有涉及段式機制。當前Linux內核所采取的辦法是使段式映射的過程實際上不起什么作用。
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Intel最早處理器80286是純段式管理，80386段式和頁式均存在。
2.頁式管理
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x86架構32位cpu
二級頁表選址方式，一個內存頁4KB大小，一級頁目錄表1024項，二級頁表1024項，一個頁表項4字節。一級頁目錄表項全部分配，二級頁表在需要的時候創建。（局部性原理）。
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虛擬地址32位
10+10+12，分別索引1級頁表號，2級頁表項，記錄物理基地址的偏移地址。使用PAE機制之后32bit系統支持最大的內存是64GB（地址是32+4=36位）。
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線性地址尋址物理地址步驟
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先根據10位尋址1級頁表號，1級頁表號中記錄了2級頁表的地址
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找到2級頁表地址后，接着根據虛擬地址的另10位尋找2級頁表中表項的位置
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找到2級頁表的表項之后，表項中記錄了該虛擬地址映射物理地址的起始地址，表項的大小是4字節32bit
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根據找到的物理地址的起始地址結合虛擬地址的后12位作為偏移計算出最終的物理地址
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x86架構 64位cpu
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存在更多級頁表
- 全局頁目錄項 PGD（Page Global Directory
- 上層頁目錄項 PUD（Page Upper Directory）
- 中間頁目錄項 PMD（Page Middle Directory）
- 頁表項 PTE（Page Table Entry）
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線性地址尋址物理地址步驟
- 線性地址為48bit，最大物理地址為52bit，實際物理內存地址總線寬度是40bit，也就是支持1TB物理內存
- x86_64有四級頁表，原理同x86系統，也是一層層的尋址
- CR3寄存器保存最高層一級表的起始物理地址，因此尋址首先就是要獲取到CR3寄存器中的值
- 每個PTE表項的大小是8個字節也就是64bit
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TLB
在 CPU 芯片中，加入了一個專門存放程序最常訪問的頁表項的 Cache，這個 Cache 就是 TL（Translation Lookaside Buffer） 。通常稱為頁表緩存、轉址旁路緩存、快表等。那么在CPU的內存管理單元MMU尋址時，會先查 TLB，如果沒找到，才會繼續查常規的頁表。
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專有名詞
PDT：頁目錄表，多級頁表一級頁表，32bit系統有1024個頁目錄
PTT：頁表項表，多級頁表二級頁表，32bit系統有每個頁目錄下有1024個頁表項，每個表項4個字節
PDE：頁表的基址，是PDT中一項
PTE：是頁的基址，是PTT中一項
GDT：全局描述符表，邏輯地址轉為線性地址用到
LDT：局部描述符表，邏輯地址轉為線性地址用到
3.地址划分
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32系統
內核1G: 0xC0 00 00 01 - 0xFF FF FF FF
用戶3G: 0x00 00 00 00 - 0xC0 00 00 00
0xC0 00 00 00 == 3G -
64位系統：
內核128T: 0xFF FF 80 00 00 00 00 00 - 0xFF FF FF FF FF FF FF FF (高位)
0xFF FF 7F FF FF FF FF FF - 0xFF FF FF FF FF FF FF FF（自己計算）用戶128T: 0x00 00 00 00 00 00 00 00 - 0x00 00 7F FF FF FF FF FF （低位）
0x00 00 80 00 00 00 00 00 - 0x00 00 80 00 00 00 00 00 （自己計算）
0x00 00 7F FF FF FF FF FF == 127T
疑問：64位系統128T是分界線是127T？
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訪問權限
進程在用戶態時，只能訪問用戶空間內存
只有進入內核態后，才可以訪問內核空間的內存 -
PAE機制
CPU位寬指的是一個時鍾周期內CPU能處理的二進制位數，普通場景中32位系統CPU的地址總線可以是32位，但是引入了PAE機制之后，16位CPU的地址總線位寬可以是20位（物理內存1M），32位CPU的地址總線可以是36位（物理內存64GB），64位CPU的地址總線位寬可以是40位（物理內存1TB）。因此我們不能簡單的說32位系統只支持最大4GB的內存條。
4. 調試
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程序寄存器
cs：是代碼段寄存器
ds：是數據段寄存器
ss：是堆棧段寄存器
es：是擴展段寄存器
fs：是標志段寄存器 32位之后才有
gs：是全局段寄存器 32位之后才有示例一個內核宕機的日志：
RIP: 0010:[] [ ] xxxxxxxxxx+0x69/0x70
RSP: 0018:ffff886241737d98 EFLAGS: 00010246
RAX: ffff880034814d40 RBX: ffff881fc6248740 RCX: 0000000000000200
RDX: 0000000000000000 RSI: 0000000000000286 RDI: ffff881fc6381858
RBP: ffff886241737d98 R08: ffff886241734000 R09: 0000000000000000
R10: ffff880034814d40 R11: 0000000000000200 R12: ffff881fc62487a0
R13: 0000000000000000 R14: 00007fff86cb6260 R15: ffff881fc6381858
FS: 00007f78b59b8720(0000) GS:ffff885ffe3c0000(0000) knlGS:0000000000000000
CS: 0010 DS: 0000 ES: 0000 CR0: 0000000080050033
CR2: 00007f690a057180 CR3: 0000006208985000 CR4: 00000000003627e0
DR0: 0000000000000000 DR1: 0000000000000000 DR2: 0000000000000000
DR3: 0000000000000000 DR6: 00000000fffe0ff0 DR7: 0000000000000400 -
查看程序寄存器
使用GDB隨意調試一個linux 32位上的ELF32的可執行文件，使用info r命令查看一下寄存器情況：
段寄存器有0x23和0x2b兩種情況：
十六進制：0023
二進制：0000000000100 0 11 - 段序號：4 - 表類型：GDT - 特權級：Ring3
十六進制：002B
二進制：0000000000101 0 11 - 段序號：5 - 表類型：GDT - 特權級：Ring3段序號：從第四位開始 表類型：第三位 特權級：第1、2位
Linux下沒有找到可以直接用什么命令或者工具查看GDT的方式，於是去源代碼中尋找答案：
看到了嗎，這兩項所描述的段和Windows一樣，基地址為0，大小為4GB。
Windows和Linux都選擇了通過這種方式架空了CPU的分段內存管理機制。
但需要說明一下的時，雖然兩個操作系統都是這種情況，但並不意味着段機制徹底沒用到，CPU的任務管理TSS還是需要用到，這一點大家知道就行了，在linux64位系統下分段機制不被待見，但是操作系統仍然會保持先分段再分頁的尋址方式。
5.參考資料：
圖形化解釋內存：https://segmentfault.com/a/1190000023055534#item-2-6
圖形代碼結合：https://www.cnblogs.com/alantu2018/p/9177356.html
當代操作系統內存管理：https://www.cnblogs.com/xuanyuan/p/15266447.html
GDT：https://en.wikipedia.org/wiki/Global_Descriptor_Table
線性地址轉為物理地址實踐：https://www.cnblogs.com/onetrainee/p/11721946.html
64位系統40位物理地址解釋：https://zhuanlan.zhihu.com/p/69334474