1.概念
- 内存管理模式
段式：内存分为了多段，每段都是连续的内存，不同的段对应不用的用途。每个段的大小都不是统一的，会导致内存碎片和内存交换效率低的问题。
页式：内存划分为多个内存页进行管理，如在 Linux 系统中，每一页的大小为 4KB。由于分了页后，就不会产生细小的内存碎片。但是仍然也存在内存碎片问题。
段页式：段式和页式结合。
- 地址类型划分
逻辑地址：程序所使用的地址，通常是没被段式内存管理映射的地址，称为逻辑地址
线性地址：通过段式内存管理映射的地址，称为线性地址，也叫虚拟地址
虚拟地址：通过段式内存管理映射的地址，称为线性地址，也叫虚拟地址
物理地址：物理内存地址
说明：
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Inetel处理器中，逻辑地址是「段式内存管理」转换前的地址，线性地址则是「页式内存管理」转换前的地址。
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段式内存管理映射而成的地址不再是“物理地址”了，Intel 就称之为“线性地址”（也称虚拟地址）。于是，段式内存管理先将逻辑地址映射成线性地址，然后再由页式内存管理将线性地址映射成物理地址。
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linux内存主要是页式内存管理，同时也有涉及段式机制。当前Linux内核所采取的办法是使段式映射的过程实际上不起什么作用。
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Intel最早处理器80286是纯段式管理，80386段式和页式均存在。
2.页式管理
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x86架构32位cpu
二级页表选址方式，一个内存页4KB大小，一级页目录表1024项，二级页表1024项，一个页表项4字节。一级页目录表项全部分配，二级页表在需要的时候创建。（局部性原理）。
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虚拟地址32位
10+10+12，分别索引1级页表号，2级页表项，记录物理基地址的偏移地址。使用PAE机制之后32bit系统支持最大的内存是64GB（地址是32+4=36位）。
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线性地址寻址物理地址步骤
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先根据10位寻址1级页表号，1级页表号中记录了2级页表的地址
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找到2级页表地址后，接着根据虚拟地址的另10位寻找2级页表中表项的位置
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找到2级页表的表项之后，表项中记录了该虚拟地址映射物理地址的起始地址，表项的大小是4字节32bit
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根据找到的物理地址的起始地址结合虚拟地址的后12位作为偏移计算出最终的物理地址
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x86架构 64位cpu
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存在更多级页表
- 全局页目录项 PGD（Page Global Directory
- 上层页目录项 PUD（Page Upper Directory）
- 中间页目录项 PMD（Page Middle Directory）
- 页表项 PTE（Page Table Entry）
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线性地址寻址物理地址步骤
- 线性地址为48bit，最大物理地址为52bit，实际物理内存地址总线宽度是40bit，也就是支持1TB物理内存
- x86_64有四级页表，原理同x86系统，也是一层层的寻址
- CR3寄存器保存最高层一级表的起始物理地址，因此寻址首先就是要获取到CR3寄存器中的值
- 每个PTE表项的大小是8个字节也就是64bit
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TLB
在 CPU 芯片中，加入了一个专门存放程序最常访问的页表项的 Cache，这个 Cache 就是 TL（Translation Lookaside Buffer） 。通常称为页表缓存、转址旁路缓存、快表等。那么在CPU的内存管理单元MMU寻址时，会先查 TLB，如果没找到，才会继续查常规的页表。
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专有名词
PDT：页目录表，多级页表一级页表，32bit系统有1024个页目录
PTT：页表项表，多级页表二级页表，32bit系统有每个页目录下有1024个页表项，每个表项4个字节
PDE：页表的基址，是PDT中一项
PTE：是页的基址，是PTT中一项
GDT：全局描述符表，逻辑地址转为线性地址用到
LDT：局部描述符表，逻辑地址转为线性地址用到
3.地址划分
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32系统
内核1G: 0xC0 00 00 01 - 0xFF FF FF FF
用户3G: 0x00 00 00 00 - 0xC0 00 00 00
0xC0 00 00 00 == 3G -
64位系统：
内核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（自己计算）用户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 （自己计算）
0x00 00 7F FF FF FF FF FF == 127T
疑问：64位系统128T是分界线是127T？
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访问权限
进程在用户态时，只能访问用户空间内存
只有进入内核态后，才可以访问内核空间的内存 -
PAE机制
CPU位宽指的是一个时钟周期内CPU能处理的二进制位数，普通场景中32位系统CPU的地址总线可以是32位，但是引入了PAE机制之后，16位CPU的地址总线位宽可以是20位（物理内存1M），32位CPU的地址总线可以是36位（物理内存64GB），64位CPU的地址总线位宽可以是40位（物理内存1TB）。因此我们不能简单的说32位系统只支持最大4GB的内存条。
4. 调试
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程序寄存器
cs：是代码段寄存器
ds：是数据段寄存器
ss：是堆栈段寄存器
es：是扩展段寄存器
fs：是标志段寄存器 32位之后才有
gs：是全局段寄存器 32位之后才有示例一个内核宕机的日志：
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随意调试一个linux 32位上的ELF32的可执行文件，使用info r命令查看一下寄存器情况：
段寄存器有0x23和0x2b两种情况：
十六进制：0023
二进制：0000000000100 0 11 - 段序号：4 - 表类型：GDT - 特权级：Ring3
十六进制：002B
二进制：0000000000101 0 11 - 段序号：5 - 表类型：GDT - 特权级：Ring3段序号：从第四位开始 表类型：第三位 特权级：第1、2位
Linux下没有找到可以直接用什么命令或者工具查看GDT的方式，于是去源代码中寻找答案：
看到了吗，这两项所描述的段和Windows一样，基地址为0，大小为4GB。
Windows和Linux都选择了通过这种方式架空了CPU的分段内存管理机制。
但需要说明一下的时，虽然两个操作系统都是这种情况，但并不意味着段机制彻底没用到，CPU的任务管理TSS还是需要用到，这一点大家知道就行了，在linux64位系统下分段机制不被待见，但是操作系统仍然会保持先分段再分页的寻址方式。
5.参考资料：
图形化解释内存：https://segmentfault.com/a/1190000023055534#item-2-6
图形代码结合：https://www.cnblogs.com/alantu2018/p/9177356.html
当代操作系统内存管理：https://www.cnblogs.com/xuanyuan/p/15266447.html
GDT：https://en.wikipedia.org/wiki/Global_Descriptor_Table
线性地址转为物理地址实践：https://www.cnblogs.com/onetrainee/p/11721946.html
64位系统40位物理地址解释：https://zhuanlan.zhihu.com/p/69334474
