對於記憶體管理這個作業系統中龐大的體系，實在是容易讓人望而止步，市面上介紹這塊知識的書籍其實很多，但是由於書面語言的緣故，總感覺有些東西晦澀難懂，先後看過的書籍有《作業系統基本原理》、《linux核心完全註釋》、《深入理解linux核心》、《linux核心原始碼情景分析》，不過依然只是明白了一個大體的框架，對於具體的一些細節，還是迷迷糊糊的。下面內容只是想把一些書面語言轉換為比較容易理解的內容，希望能對其他人有所幫助吧。
一：記憶體定址（段式管理） 1.邏輯地址、線性地址、實體地址 很長一段時間，我都搞不懂這三個地址到底是怎麼回事，因為中間牽扯著地址轉換，各種暫存器，各種描述符，描述表，每次看書看著看著就徹底暈菜了。 實體地址：最容易理解的，它就是實實在在實體記憶體上的地址，你PC上有1G記憶體，那最大地址就是0x40000000，0x800就是代表1KB的地址。 線性地址：這是APP用的地址，也就是我們程式設計師寫程式碼用的地址，它是一個虛擬地址，最終會被轉化到實體地址。 邏輯地址：這是最麻煩的一個地址了，它是針對x86的架構形成的地址，你可以先不用理會，明白上面兩個就行了 從線性地址說起，早期的x86的CPU內部有20根地址線，能定址2^20個地址（這些就是全部的線性地址），也就是1MB，但是其中的暫存器只有16位，只能定址 2^16個地址，也就是64KB，這就是帶來個問題，怎麼利用暫存器的16位來定址1MB呢？於是intel想出了一個辦法，把定址分為兩部分，基地址和偏移地址，這也我們以前經常接觸的程式碼段、資料段的由來，實際上就是帶表的基地址。那麼，CPU要訪問一個20位地址，比如這個地址是程式碼段地址，那麼首先CPU要到CS（程式碼段暫存器）中取出基地址，然後再到IP暫存器中取出指令偏移量，組合成一個20位地址（這就是線性地址）然後定址。 這就又帶來一個問題，你說暫存器都是16位的，那麼相加能表示的最大地址就是 0xffff+0xffff=128KB，還是不夠1MB啊，怎麼辦呢？為了解決這個問題，cs暫存器中的數字不再代表實際基地址，而是基地址一個索引。我們把1MB的記憶體分成29個64KB(偏移暫存器的最大訪問量)，然後在cs暫存器中存放1-29這30個數字，這樣就能訪問到任意一個1MB內的地址了。現在的 線性地址 = cs*64KB + IP 舉個例子：假如cs存的索引值是5，IP存的是0x556，那麼實際CPU得到的線性地址就是 5*0x10000+0x556 = 0x50556 = 321.333KB，就這麼簡單 理解了上面問題，那麼邏輯地址就很容易理解了，其實就是cs:ip的一種組合地址，你可以理解為一個cpu用的中間地址，它就是段暫存器和偏移暫存器的一個組合，在沒有經過上述處理前沒有任何意義。下圖說明這種關係：

圖上又多了一些標誌，這是現在作業系統（32位）的一種轉換方式，選擇符就是對應上面的CS暫存器，偏移量就是對應上面的IP暫存器，只是它嫌32位的暫存器能表達資訊太少了，於是不再直接由上面方式得出線性地址，而是先把段基址存到一塊記憶體，每個段基址佔8位元組，這8位元組不僅有段基址，還有很多描述段的資訊。所有描述符會把index欄位*8得到某個段的描述符的地址，然後跑到那個地址取出裡邊的段基址再加上IP暫存器的偏移量就得到線性地址了。gdtr這個地方跳過就行。如今段式管理不理解也無所謂，本質還是上面說的東西。 那麼有人就問了，線性地址和實體地址又存在什麼關係呢？你可以想象這麼一種場景，還是這20位的cpu，上面執行著qq，現在你發了一條訊息，但這條訊息的指令在 0x50556 地址處，上面講了，這時候cs=5,ip=0x556，好了，cpu知道要去 0x50556地址取東西了，結果呢，你計算機只有 64KB 的實體記憶體，CPU一看根本沒有這個地址，程式就完蛋了。解決這個問題有兩種方案，第一，浪費CPU的4跟地址線，規定系統支援最大記憶體就是64KB。第二，想其它辦法。 很明顯，第一種完全不可取，為了解決這個問題，就有了記憶體管理中的分頁管理機制，用來確定線性地址和實體地址之間的關係。 二：頁式管理機制 如果做linux下核心開發，對於上述的x86的段式管理可以完全不用理會，因為linux根本沒有用intel弄出來的這個段式管理，而是以頁式管理完成了所有的記憶體管理工作。在說這塊內容之前先做一個小實驗來引入頁式管理機制。 試驗內容：同一個程式，執行兩次（產生兩個程序），然後觀察程序執行空間 這是程式原始碼，很簡單，為了不至於瞬間結束，睡眠100s

/* test.c */
#include <stdio.h>

int main()
{
	int i = 0;
	i = i + 1;

	sleep(100);
}
 

編譯：gcc -o test test.c 在後臺執行兩次： [email protected]:/ceshi/app/test$ ./test& [1] 18368 [email protected]:/ceshi/app/test$ ./test& [2] 18369 用PS命令檢視程序號： [email protected]:/ceshi/app/test$ ps   PID TTY          TIME CMD 17751 pts/2    00:00:00 bash 18368 pts/2    00:00:00 test 18369 pts/2    00:00:00 test 18370 pts/2    00:00:00 ps 可以看到兩個程序的程序號分別是 18368 和 18369，然後到proc檔案系統檢視程序地址空間

[email protected]:/ceshi/app/test$ cat /proc/18368/maps  08048000-08049000 r-xp 00000000 08:01 1049688    /ceshi/app/test/test 08049000-0804a000 r--p 00000000 08:01 1049688    /ceshi/app/test/test 0804a000-0804b000 rw-p 00001000 08:01 1049688    /ceshi/app/test/test b7607000-b7608000 rw-p 00000000 00:00 0  b7608000-b77a7000 r-xp 00000000 08:01 1049503    /lib/i386-linux-gnu/libc-2.15.so  //sleep函式的動態連結庫執行地址 b77a7000-b77a9000 r--p 0019f000 08:01 1049503    /lib/i386-linux-gnu/libc-2.15.so b77a9000-b77aa000 rw-p 001a1000 08:01 1049503    /lib/i386-linux-gnu/libc-2.15.so [email protected]:/ceshi/app/test$ cat /proc/18369/maps  08048000-08049000 r-xp 00000000 08:01 1049688    /ceshi/app/test/test 08049000-0804a000 r--p 00000000 08:01 1049688    /ceshi/app/test/test 0804a000-0804b000 rw-p 00001000 08:01 1049688    /ceshi/app/test/test b754f000-b7550000 rw-p 00000000 00:00 0  b7550000-b76ef000 r-xp 00000000 08:01 1049503    /lib/i386-linux-gnu/libc-2.15.so b76ef000-b76f1000 r--p 0019f000 08:01 1049503    /lib/i386-linux-gnu/libc-2.15.so b76f1000-b76f2000 rw-p 001a1000 08:01 1049503    /lib/i386-linux-gnu/libc-2.15.so 發現沒有，兩個程序的地址空間居然全部一樣，而不同程式是不能執行在同一塊實體記憶體地址的，否則會發生混亂。這就說明，我們看到的這個程序地址根本就不是真正的實體記憶體地址，而是所謂的虛擬地址，也就是線性地址。可想而知，linux為兩個程序分配了相同的線性地址，而通過頁式管理機制把相同的線性地址對映到了不用的實體記憶體塊，從而實現了記憶體管理。 PS:我記得以前在哪個地方看到過windows下的相關實驗，結論好像是一樣的，沒有linux平臺的可以查一下怎麼在win上實現相關實驗 好了，你現在明白基本原理了吧，下面來看下真正的實現機制。 在這之前先約定幾個名詞，這是為了大家以後在閱讀相關書籍時候不會暈菜 1.頁目錄、頁表：頁式管理的兩個線性表，用來查詢存線性地址的頁 2.頁框：對應真正的實體地址，以4KB為邊界 好吧，我承認上面解釋大部分人還是看不懂，不要著急，你先有個概念，就是1其實就是一張張的表（它的作用就是查表找到某個線性地址對應的實體地址），2代表是實體地址。等讀完了後邊或許那就明白啥意思了。 下面結合一副圖來說明頁式管理機制，這兩個圖都出自《深入瞭解linux核心》

  圖上線性地址就是經過第一部分段式管理轉換得到的地址，如果你跳過上面第一部分的話，完全可以理解為就是我們平時程式執行的地址，這些地址是你能通過某些命令獲得的，真正的實體地址核心是不會讓你看到的，否則人人不都能變成黑客了。言歸正傳，現在CPU知道了這個32位的線性地址，那麼如何到真正的實體記憶體取出需要的資料呢？
看下圖，這幅圖是我畫的，所以比較醜，湊合看吧
  首先，這32位的線性地址會被分成3個部分，10位頁目錄，10位頁表，12位頁偏移。好了，又回來了，頁目錄和頁表，你可以理解為記憶體中儲存的一張張的擁有1024個表項的二維表，頁目錄每一項存放的是某個頁表的地址，而頁表中每一項存放的是某個頁的地址。你可以理解為C語言裡的指標，每個表項存的都是一個指標，指向某個記憶體地址。這個內容是必須要理解的，我給大家舉個具體的例子： 假如線性地址是 0x00401001 ，表示為二進位制是 0000000001 0000000001 000000000001 ，對應上面三個名詞，那麼頁目錄值、頁表值和頁內偏移值都是1，也就說要想找到真正的實體地址，首先應該到頁目錄（擁有1024個頁目錄項）的第一項中定址，這個項中存的是頁表的地址，假如是1000，CPU就會跑到1000的實體地址（注意，真的是實體地址）上找到某個頁表，這個頁表又擁有1024項的頁表項。然後拿到第二個10位地址（還是1），也就說到第一個頁表上的第一項，到這裡，其實就已經能找到實體記憶體塊了。想一下，每個頁表項代表4KB，每個頁表又1024個頁表項，而頁目錄項總共有1024個頁目錄項（=1024張頁表），所以能表示的總大小正好是
4kb*1024*1024=4GB。而上面所說最終找到的這個頁表項裡邊存的就是一個指標（你可以這麼想象，其實不是），它指向一塊真實實體記憶體的邊界。並不是每一個頁表項都有實體記憶體相對應的，核心只為程序用到的那些線性地址實時的分配實體記憶體頁，這種叫寫時複製機制，這裡簡單一提，等到後邊再介紹。好了，通過兩張表的查詢，終於通過線性地址的高20位找到了對應的4KB實體記憶體，那麼怎麼找到某個位元組呢，相信都想到了，就是最後的12位作用了，找到了這4KB的實體記憶體邊界，再加上12位的偏移值即可。12能表示多大呢？2^12=4096，正好是4KB，所以就能精確找到4KB區域內的任意一個位元組，設計的巧妙吧。

圖中藍線就是上面定址過程。頁管理機制吧，說實話挺抽象的，需要多看幾遍，自己畫畫圖才能真正理解，上面說的這些可能也有不當地方，畢竟細節處我也沒有去追蹤程式碼，不過大部分還是對的。想要真正徹底搞懂，還是看原始碼吧，《linux核心完全註釋》這一塊講的還是蠻不錯的，想深入瞭解的可以先看下這本書。

記憶體管理其他部分，請期待第二談...