記憶體管理一直是本人比較佩服linus的地方。為此先看linux0.11版本，又看了0.12版本，基本思路一樣，差異性會單獨列出來。
本篇部落格只是梳理一下大體思路，具體函式分析，放在後面的部落格。
一、 從實模式到保護模式談起
1、簡單講實模式，是16位定址的訪問方式，保護模式是32位的訪問方式。在linux0.12的啟動**中bootsect和setup是工作在實模式下，之後的所有**都執行在保護模式之下。
不管哪種模式，訪問記憶體都是一種對映的思想，所以實模式和保護模式就是對映演算法的差別（我的看法）。
實模式下如何讓pc指標進行訪問記憶體，
段<<4+偏移位址
段暫存器比如ds，對應的偏移量為si，定址標識為ds:si，
段是乙個16位的暫存器，所以左移4位，所以在實模式下最大定址為1m記憶體大小，為了定址更大記憶體，很明顯這種對映演算法就不能滿足了。
2、為了解決這個問題，x86硬體也提出了解決方案。
提出了32位的線性位址的概念，這樣就可最大定址4g的記憶體空間，看看如何實現的。
先看看此時段暫存器此時的結構
低三位暫不考慮，就是一些標誌位，高13位為索引為。
x86擁有乙個gdt表，這個表就是用來生成線性位址的，這個表每個cpu只有乙個，其中由很多表項組成，每個表項為2個32bit組成。表項結構如下：
剛剛的段暫存器的高13位就是用來定址在gdt表中，哪乙個表項。
gdt表項中的段基址組成32位的線性位址。
還有乙個問題就是段暫存器給出的只是gdt表項的偏移位址，而gdt的基位址是由乙個專門暫存器（gdtr）控制的。
所以基本框圖如下
大體了解實模式和保護模式的定址方式，x86還給出了暫存器cr0用於標誌什麼時候進入實模式什麼時候進入保護模式。
線性位址到真實的記憶體還有一定距離，也就是實體地址。
x86也提出一套機制，就是將物理記憶體分頁，將線性位址對映到物理記憶體上。採用兩級分頁，
具體實現框圖為
上面兩種對映方式就是常常將的分段對映和分頁對映。
Linux0 12 記憶體定址
一 分段與分頁的比較 1.邏輯位址 分段機制 線性位址 分頁機制 實體地址 分段機制是必須有的，分頁機制可以沒有。如果沒有分頁機制，線性位址 實體地址 不同的分段機制和不同的分段機制可以隨意組合 線性位址和實體地址都是32位，是一維的 3.分段的原因 隔絕各個任務的 資料和堆疊區域的機制，使多個程式...
Linux核心之記憶體管理
1 核心把物理頁作為記憶體管理的基本單位 處理器的最小可定址單位一般為字 記憶體管理單元 mmu，管理記憶體並把虛擬位址轉換為實體地址的硬體 通常以頁為單位進行處理 2 不同體系結構支援的頁大小不盡相同，有些還支援多種，大多數32體系結構支援4kb的頁，64位體系結構一般支援8kb頁 3 核心用st...
linux0 11之記憶體管理
其實我覺得作業系統的記憶體管理很神秘，且不說在寫應用程式時呼叫的malloc,在寫linux驅動時get free page,get free pages，kmalloc，就相當頭疼。看完linux0.11之後小有感觸，就此記下。先說核心使用的get free page吧，其實get free pa...