段选择符
分段机制
逻辑地址通过分段机制自动映射（变换）到中间层4g线形地址空间（32位的）
寻址的步骤：
1）在段选择符中装入16位数，同时给出32位地址偏移量（比如在es1,edi中）
2）根据段选择符中的索引值、ti及rpl值，再根据相应描述符表寄存器中的段地址和段界限，进行一系列合法性检查（如特权级、界限检查）
如果段无问题，就取出相应的描述符放入段描述符高速缓冲寄存器中
3）将描述符中的32位段基地址和放在 esi、edi等中的32位有效地址相加，形成了32位物理地址
cpu 进行地址变换（映射）的主要目的是为了解决虚拟内存空间到物理内存空间的映射问题。
实模式和保护模式寻址
实模式：寻址一个内存地址主要是使用段和偏移值，段值被存放在段寄存器中（例如ds），并且段的长度被固定为64kb。段内偏移地址存放在任意一个可用于寻址的寄存器中（例如si）。因此，根据段寄存器和偏移寄存器中的值，就可以算出实际指向的内存地址
相比：
1）和实模式下的寻址相比，段寄存器值换成了段描述符表中相应段描述符的索引值以及段表选择位和特权级－－段选择符
2）偏移值还是使用了原实模式下的概念
保护模式
1）段寄存器中存放的不再是被寻址段的基地址，而是一个段描述符表（segment descriptor table）中某一描述符项在表中的索引值
2）段的长度可变，由描述符中的内容指定
分页机制
分页机制功能是把由段机制转换而来的线性地址转换位物理地址
转化过程如图：
转换步骤
1）cr3包含着页目录的起始地址，用32位线性地址的最高10位a31~a22作为页目录的页目录项的索引，将它乘以4，与cr3中的页目录的起始地址相加，形成相应页表的地址
2）从指定地址中取出32位页目录项，它的低12位为00，这32位是页表的起始地址用32位线性地址中的a21-a22位作为页表中的页面索引，将它乘以4，与页表的起始地址相加，形成32位页面地址。
3）将a11-a0作为相对于页面地址的偏移量，与32位页面地址相加，形成23位页面物理地址。
扩展分页
页的大小为4mb（2的22次方），扩展前是4kb
线性地址分为两个域：最高10位的目录域和其余22位的偏移量，如图
【图】
虚拟内存管理的数据结构
?linux中页目录(pgd) 、页面中间目录(pmd)、页表(pt)，分别由数据结构pgd_t，pmd_t，pte_t来表示。
?typedef struct { unsigned long pmd; }pmd_t;
?typedef struct { unsigned long pte; } pte_t;
?typedef struct { unsigned long pgd; } pgd_t;
?typedef struct { unsigned long pgprot; }pgprot_t;
#define page_shift 12
//偏移量的位数，因此页面大小为4kb n#define page_size(1ul<<page_shift) n#define page_mask (~(page_size-1)
//值定义为0xfffff000,用以屏蔽掉偏移量域的所有位
定义页目录大小、页目录掩码等信息的代码如下：
?#define pgdir_shift 22 //线性地址中页目录偏移量位数
?#define pgdir_size (1ul<< pgdir_shift) ?//一个页目录项的地址空间(4m) ?#define pgdir_mask (~(pgdir_size-1)) ?//页目录掩码
?#define ptrs_per_pgd 1024 ?//页目录表项个数
其中当时提到的一个问题就是：虚拟地址和逻辑地址究竟有和区别？
内存初始化和分配回收
1 内存初始化
2 内存的分配和回收（伙伴算法,slab,cache)
内存初始化
startup_32 函数
start_kernel 函数
startup_32 函数
本函数完全用汇编语言实现，主要功能是启用分页机制。 l当linux启动时，首先运行在实模式下（对物理地址操作），随后就要转到保护模式下（对虚拟地址操作）运行,linux内核代码的入口点就是/arch/i386/kernel/head.s中的startup_32。
startup_32主要做的工作：l
编译内核过程中，首先初始化一个页目录swapper_pg_dir，和前8m物理地址空间的页表pg0，pg1。这样，初始状态下，用户空间和内核空间都只映射了开头的两个目录项，即8m的空间，并且有着相同的映射。 l内核开始运行后运行在内核空间，那末，为什么把用户空间的低区（8m）也进行映射呢？简而言之，[为了实模式到保护模式的平稳过渡]这是因为刚开启页面映射时，（并不说明linux内核真正进入了保护模式）指令寄存器eip仍指向地址，仍会以物理地址取指令，如果页目录只映射内核空间，而不映射用户空间的低区，则一旦开启页映射机制后就不能继续执行了。
初始页目录swapper_pg_dir的映射图
【图，要插入】
当startup_32将页目录swapper_pg_dir的物理地址装入控制寄存器cr3，并把cr0的最高位置1，即开启了分页机制。随后，编译程序使所有的符号地址都在虚拟地址空间中，指令寄存器eip指向虚拟地址空间的某个地址，就使cpu转入了内核空间，完成从实模式到保护模式的过渡。 函数setup_arch确定start_kernel中内存初 始化的起始地址start_mem和结束地址end_mem。 start_mem是内存映像的结束地址_end对应的核心态当startup_32将页目录swapper_pg_dir的物理地址装入控制寄存器cr3，并把cr0的最高位置1，即开启了分页机制。随后，编译程序使所有的符号地址都在虚拟地址空间中，指令寄存器eip指向虚拟地址空间的某个地址，就使cpu转入了内核空间，完成从实模式到保护模式的过渡。 函数setup_arch确定start_kernel中内存初 始化的起始地址start_mem和结束地址end_mem。 start_mem是内存映像的结束地址_end对应的核心态虚拟地址，end_mem是将bios自检时确定的物理内存大小转换成核心态的虚拟地址
ps：在pc中，最初1mb的存储空间的使用很特殊。开头640kb（0x0~0x9ffff）为ram，从0xa0000开始的空间用于cga、ega、vga等各种图形卡。从0xf0000到0xfffff（最高的4kb）是在eprom或flash存储器中的bios。 l l这个阶段初始化后的，物理内存初始化的内核映像见后图：
start_kernel函数l
本函数实现整个linux内核的初始化，有关内存初始化的部分介绍如下： paging_init函数初始化页表；页描述符的建立由free_area_init函数完成；mem_init函数设置物理页面的标志位，整理空闲区； kmem_cache_init kmem_cache_sizes_init函数初始化cache_cache，通用cache，slab分配器
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startup_32和start_kernel函数完成后物理内存的初始化情况：
【图要插入】
内存分配和回收之伙伴算法(buddy)
产生背景： 内核应该为分配一组连续的物理页而建立一种稳定、高效的分配策略。为此，必须解决内存管理中的外部碎片问题。频繁的请求和释放不同大小的一组连续页，必然导致在已分配物理页的块内分散许多小块的空闲页。这样，即使有足够的页满足请求，要分配一个大块的连续页就可能无法满足。 【备注】这是在物理存储器上分配内存【/备注】
算法工作原理： linux的伙伴算法把所有的空闲物理页分组为10个块链表，每个块链表分别包含大小为1，2，4，8，16，32，64，128，256和512个连续的页（2的幂次方）。每个块的第一个页的物理地址也是该块大小的整数倍。分配一个块（例128个连续页）时，首先在对应的链表中查找空闲块。如果找到，则直接分配；否则，查找下一个更大的块，将其中的一部分分配给进程，剩余部分插入相应的块链表中。
满足以下条件的两个块就称为伙伴：
1）两个块的大小相同 l2）两个块的物理地址连续 l伙伴算法把满足以上条件的两个块合并为一个块，算法是迭代算法
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