linux核心採用頁式儲存管理。虛擬位址空間劃分成固定大小的「頁面」，由mmu將虛擬位址對映成某個物理記憶體頁面中的位址。
一、三種不同的位址
邏輯位址經分段機制後就成線性位址；如果不啟用分頁，那麼此線性位址和實體地址相同。
線性位址經分頁轉換後就成了實體地址。
二、分段
1、段選擇符和段暫存器
index：指定了放在gdt或ldt中的相應段描述符的入口
ti:指明段描述符是在gdt中（t1=0）或在ldt中（t1=1）
rpl:請求者特權級，當相應的段選擇符裝入到cs暫存器中時指示出cpu當前的特權級；它還可以用於在訪問資料段時有選擇地削弱處理器的特權級。
為了快速方便地找到段選擇符，處理器提供段暫存器，段暫存器的唯一目的是存放段選擇符。這些段暫存器稱為cs,ss,ds,es,fs和gs.儘管只有 6個段暫存器，但程式可以把同乙個段暫存器用於不同的目的，方法是先將其值儲存在記憶體中，用完後再恢復。
cs **段暫存器，指向包含程式指令的段
ss 棧段暫存器，指向包含當前程式棧的段
ds 資料段暫存器，指向包含靜態資料或者全域性資料段
cs含有乙個兩位的字段，用以指明cpu的當前特權級cpl。值為0代表核心態，值為3代表使用者態。（linux只有0級和3級）
2、段描述符
每個段由乙個8位元組的段描述符表示，它描述了段的特徵。段描述符放在全域性描述符表gdt或區域性描述符表ldt中。通常只定義乙個gdt，而每個程序除了存放在gdt中的段之外如果還需要建立附加的段，就可以有自己的ldt。
gdt在主存中的位址和大小存放在gdtr控制暫存器中，當前正在被使用的ldt位址和大小放在ldtr控制暫存器中。
由於乙個段描述符是8位元組長，因此它在gdt或ldt內的相對位址是段選擇符的最高13位的值乘以8得到的。
eg:如果gdt在0x00020000,且由段選擇符所指定的索引號為2，那麼相應的段描述符位址是0x00020000+(2*8)
gdt的第一項總是設為0。確保空段選擇符的邏輯位址會被認為是無效的，因此引起乙個處理器異常。能夠儲存在gdt中的段描述符的最大數目是8191，即2^13-1
3、分段單元（邏輯位址怎樣轉換成相應的線性位址）
(1)先檢查段選擇符的ti欄位，以決定段描述符儲存在哪乙個描述符表中。ti欄位指明描述符在gdt（分段單元從gdtr暫存器中得到gdt的線性基位址）中還是在啟用的ldt中。（分段單元從ldtr暫存器中得到ldt的線性基位址）
(2)從段選擇符的index欄位計算段描述符的位址，index欄位的值乘以8（乙個描述符的大小），這個結果與gdtr或ldtr暫存器中的內容相加。
(3)把邏輯位址的偏移量與段描述符base欄位的值相加就得到了線性位址
三、分頁
每當排程乙個程序進入執行的時候，核心都要為即將執行的程序設定好控制暫存器cr3，而mmu的硬體則總是從cr3中取得指向當前頁面目錄的指標。
cpu在執行程式時使用的是虛擬位址，而mmu硬體在進行對映時所用的則是實體地址。這是在inline函式switch_mm()中完成的。
不管什麼程序，一旦進入了核心就進了系統空間，都有相同的頁面對映。
i386 cpu以線性位址的最高10位為下標去頁面目錄中找到其目錄項。
這個目錄項中的高20位指向乙個頁面表。
每個頁面表佔乙個頁面，4k位元組邊界對齊，其起始位址的低12位一定是0。所以把32位目錄項中的低12位挪作它用，其中最低位為p標誌位，為1時表示該頁面表在記憶體中。
線性位址的中間10位，cpu以此為下標在已經找到的頁面表中找到相應的表項。
頁面表項的p標誌位為1時表示所對映的頁面在記憶體中。32位的頁面表項中的高20位指向乙個物理記憶體頁面。
加上線性位址中的最低12位，就得到最終的物理記憶體位址。
在頁面對映過程中，i386 cpu要訪問記憶體三次，第一次是頁面目錄，第二次是頁面表，第三次是訪問真正的目標。
總結:
1.cpu將乙個虛擬記憶體空間中的位址轉換為實體地址，需要進行兩步：首先將給定乙個邏輯位址（其實是段內偏移量，這個一定要理解！！！），cpu要利用其段式記憶體管理單元，先將為個邏輯位址轉換成乙個線性位址，再利用其頁式記憶體管理單元，轉換為最終實體地址。
邏輯位址----段式記憶體管理單元----線性位址----頁式記憶體管理單元----實體地址
這樣做兩次轉換，的確是非常麻煩而且沒有必要的，因為直接可以把線性位址抽像給程序。之所以這樣冗餘，intel完全是為了相容而已。
2.在linux平台下，線性位址=虛擬位址=邏輯位址
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