Linux内存管理(二)——地址映射
x86系列CPU寻址
基本概念
CPU位数：ALU位数；
总线：可作为地址总线或数据总线或控制总线使用，具体视发送指令而定；
地址总线：CPU通过地址总线来指定存储单元；
数据总线：CPU与内存或其他器件之间的数据传送的通道，位数与CPU位数一样；
CPU寻址：CPU发出相应指令到地址总线上，寻找主存相应地址；
MMU：内存管理单元，转换成物理地址，之后发送到地址总线上；
寻址方式的变化
远古：
8位CPU，8位数据总线、16位地址总线；寻址能力2^16=64KB
设计16位指令运算
8086：
16位CPU，16位数据总线、20位地址总线；寻址能力2^20=1MB
因为16位数据总线与20位地址总线的不匹配，故设计段寄存器（如CS）+段偏移寄存器（如IP）来完成20位的地址的合成。具体：段寄存器>>4+段偏移寄存器=20位地址
但易出现问题：1、段寄存器+段偏移寄存器得到的实际地址，没有保护的话，用户很容易修改相应内容，造成计算机的破坏；2、寻址能力的不够，只有1MB
80386用户空间：
32位CPU，32位数据总线，32位地址总线；寻址能力2^32=4GB
明显，直接发送32位地址到地址总线上是最清晰的
但为了兼容之前的CPU，以及防止直接篡改寄存器内容而任意访问内存
设计保护模式：(之前直接得到物理地址-实模式)
设计GDT, LDT两个地址表，表项中内容如下：
B0-B31即所指段基地址；
新添GDTR, LDTR两个寄存器指向地址表所在地址
段寄存器仍为16位，但含义发生改变：
总结一下：
指令性质->段寄存器->GDTR/LDTR->GDT/LDT+段寄存器中index
->具体描述符->基地址+段偏移寄存器32位(如EIP)->线性地址
但是，由于段的长度可变，盘区交换操作很容易不便，同时进程划分为多段，需要频繁改变段寄存器内容
页式管理
如果将之前基地址都设置为0，那么逻辑地址即偏移地址=线性地址=虚拟地址，这样再经过一步页式转换得到物理地址，送到地址总线中。
具体，增设CR3寄存器，PGD、PMD、PT三个表
设置PGD、PMD、PT三个表主要是为了64位CPU等的扩展。
在32位CPU中PMD表格中只有1项，所以3层映射实际即2层映射。
总结：
地址映射分为用户空间—物理内存，内核空间—物理内存两部分，以page_offset为界。
用户空间：
Intel为了兼容之前系列产品，设计段寄存器->+GDTR\LDTR->GTD/LDT->+段寄存器index->基地址(都设为0)->+EIP/程序计数器->线性地址->+CR3->三层页面映射->物理地址
内核空间
内核的虚拟地址和物理地址，大部分只差一个线性偏移量。
由于内核的虚拟和物理地址只差一个偏移量：物理地址 = 逻辑地址 – 0xC0000000。所以如果1G内核空间完全用来线性映射，显然物理内存也只能访问到1G区间，这显然是不合理的。HIGHMEM就是为了解决这个问题，专门开辟的一块不必线性映射，可以灵活定制映射，以便访问1G以上物理内存的区域。
在x86结构中，Linux内核虚拟地址空间划分0~3G为用户空间，3~4G为内核空间(注意，内核可以使用的线性地址只有1G)。内核虚拟空间（3G~4G）又划分为三种类型的区：
1. ZONE_DMA 3G之后起始的16MB
2. ZONE_NORMAL 16MB~896MB
3. ZONE_HIGHMEM 896MB ~1G 高端内存
高端内存的基本思想：借一段地址空间，建立临时地址映射，用完后释放，达到这段地址空间可以循环使用，访问所有物理内存。
内核直接映射空间 PAGE_OFFSET~VMALLOC_START：
kmalloc和__get_free_page()分配的是这里的页面。二者是借助slab分配器，直接分配物理页再转换为逻辑地址（物理地址连续）。适合分配小段内存。此区域 包含了内核镜像、物理页框表mem_map等资源。
内核动态映射空间 VMALLOC_START~VMALLOC_END：
被vmalloc用到，可表示的空间大。
内核永久映射空间 PKMAP_BASE ~ FIXADDR_START：
kmap
内核临时映射空间 FIXADDR_START~FIXADDR_TOP：
kmap_atomic
地址映射的共性与特性
虚拟内存管理是共性，x86的GDT和LDT是特性，但其实也只是走个过场。