一、内存管理
独享内存空间的原理
内存都被分成一块一块儿的，都编好了号。这个地址是实实在在的地址，通过这个地址我们就能够定位到物理内存的位置。每个计算机的物理地址对于进程不可见，谁也不能直接访问这个物理地址。操作系统会给进程分配一个虚拟地址。所有进程看到的这个地址都是一样的，里面的内存都是从 0 开始编号。
在程序里面，指令写入的地址是虚拟地址。例如，位置为 10M 的内存区域，操作系统会提供一种机制，将不同进程的虚拟地址和不同内存的物理地址映射起来。当程序要访问虚拟地址的时候，由内核的数据结构进行转换，转换成不同的物理地址，这样不同的进程运行的时候，写入的是不同的物理地址，这样就不会冲突了。
规划虚拟地址空间
一个内存管理系统至少应该做三件事情：
- 虚拟内存空间的管理，每个进程看到的是独立的、互不干扰的虚拟地址空间；
- 物理内存的管理，对于内存的访问，用户态的进程使用虚拟地址，内核态的也基本都是使用虚拟地址，物理内存地址只有内存管理模块能够使用；
- 内存映射，需要将虚拟内存和物理内存映射、关联起来
既然都是虚拟地址，我们就先不管映射到物理地址以后是如何布局的，反正现在至少从“虚”的角度来看，这一大片连续的内存空间都是我的了。如果是 32 位，有 2^32 = 4G 的内存空间都是我的，不管内存是不是真的有 4G。如果是64 位，在 x86_64 下面，其实只使用了 48 位，48 位地址长度也就是对应了 256TB 的地址空间。
虚拟地址一切二，一部分用来放内核的东西，称为内核空间，一部分用来放进程的东西，称为用户空间。用户空间在下，在低地址，内核空间在上，在高地址。
- Text Segment、Data Segment 和 BSS Segment
TextSegment 是存放二进制可执行代码的位置，Data Segment 存放静态常量，BSSSegment 存放未初始化的静态变量。 - 堆（Heap）段
堆是往高地址增长的，是用来动态分配内存的区域，malloc 就是在这里面分配的。 - Memory Mapping Segment
这块地址可以用来把文件映射进内存用的，如果二进制的执行文件依赖于某个动态链接库，就是在这个区域里面将 so 文件映射到了内存中。 - 栈（Stack）地址段
主线程的函数调用的函数栈就是用这里的。
如果普通进程还想进一步访问内核空间，是没办法的。如果需要进行更高权限的工作，就需要调用系统调用，进入内核。一旦进入了内核，就换了一副视角。刚才是普通进程的视角，觉着整个空间是它独占的，没有其他进程存在。当然另一个进程也这样认为，因为它们互相看不到对方。这也就是说，不同进程的 0 号到 29 号会议室放的东西都不一样。
但是到了内核里面，无论是从哪个进程进来的，看到的都是同一个内核空间，看到的都是同一个进程列表。虽然内核栈是各用个的，但是如果想知道的话，还是能够知道每个进程的内核栈在哪里的。所以，如果要访问一些公共的数据结构，需要进行锁保护。也就是说，不同的进程进入到内核后，进入的 30 号到 39 号会议室是同一批会议室。
内核的代码访问内核的数据结构，大部分的情况下都是使用虚拟地址的，虽然内核代码权限很大，但是能够使用的虚拟地址范围也只能在内核空间，也即内核代码访问内核数据结构。只能用 30 号到 39 号这些编号，不能用 0 到 29 号，因为这些是被进程空间占用的。而且，进程有很多个。你现在在内核，但是你不知道当前指的 0 号是哪个进程的 0 号。
在内核里面也会有内核的代码，同样有 Text Segment、Data Segment 和 BSSSegment，别忘了咱们讲内核启动的时候，内核代码也是 ELF 格式的。
分段机制（虚拟地址映射成为物理地址）
分段机制下的虚拟地址由两部分组成，段选择子和段内偏移量。段选择子就保存在咱们前面讲过的段寄存器里面。段选择子里面最重要的是段号，用作段表的索引。段表里面保存的是这个段的基地址、段的界限和特权等级等。虚拟地址中的段内偏移量应该位于 0 和段界限之间。如果段内偏移量是合法的，就将段基地址加上段内偏移量得到物理内存地址。
例如，我们将上面的虚拟空间分成以下 4 个段，用 0～3 来编号。每个段在段表中有一个项，在物理空间中，段的排列如下图的右边所示。
如果要访问段 2 中偏移量 600 的虚拟地址，我们可以计算出物理地址为，段 2 基地址2000 + 偏移量 600 = 2600。
在 Linux 里面，段表全称段描述符表（segment descriptors），放在全局描述符表GDT（Global Descriptor Table）里面。
Linux 倾向于另外一种从虚拟地址到物理地址的转换方式，称为分页（Paging）。
对于物理内存，操作系统把它分成一块一块大小相同的页，这样更方便管理，例如有的内存页面长时间不用了，可以暂时写到硬盘上，称为换出。一旦需要的时候，再加载进来，叫作换入。这样可以扩大可用物理内存的大小，提高物理内存的利用率。
这个换入和换出都是以页为单位的。页面的大小一般为 4KB。为了能够定位和访问每个页，需要有个页表，保存每个页的起始地址，再加上在页内的偏移量，组成线性地址，就能对于内存中的每个位置进行访问了。
虚拟地址分为两部分，页号和页内偏移。页号作为页表的索引，页表包含物理页每页所在物理内存的基地址。这个基地址与页内偏移的组合就形成了物理内存地址。
下面的图，举了一个简单的页表的例子，虚拟内存中的页通过页表映射为了物理内存中的页。
32 位环境下，虚拟地址空间共 4GB。如果分成 4KB 一个页，那就是 1M 个页。每个页表项需要 4 个字节来存储，那么整个 4GB 空间的映射就需要 4MB 的内存来存储映射表。如果每个进程都有自己的映射表，100 个进程就需要 400MB 的内存。对于内核来讲，有点大了 。页表中所有页表项必须提前建好，并且要求是连续的。如果不连续，就没有办法通过虚拟地址里面的页号找到对应的页表项了。
那怎么办呢？我们可以试着将页表再分页，4G 的空间需要 4M 的页表来存储映射。我们把这 4M 分成 1K（1024）个 4K，每个 4K 又能放在一页里面，这样 1K 个 4K 就是 1K 个页，这 1K 个页也需要一个表进行管理，我们称为页目录表，这个页目录表里面有 1K 项，每项 4 个字节，页目录表大小也是 4K。
页目录有 1K 项，用 10 位就可以表示访问页目录的哪一项。这一项其实对应的是一整页的页表项，也即 4K 的页表项。每个页表项也是 4 个字节，因而一整页的页表项是 1K 个。再用 10 位就可以表示访问页表项的哪一项，页表项中的一项对应的就是一个页，是存放数据的页，这个页的大小是 4K，用 12 位可以定位这个页内的任何一个位置。
这样加起来正好 32 位，也就是用前 10 位定位到页目录表中的一项。将这一项对应的页表取出来共 1k 项，再用中间 10 位定位到页表中的一项，将这一项对应的存放数据的页取出来，再用最后 12 位定位到页中的具体位置访问数据。
你可能会问，如果这样的话，映射 4GB 地址空间就需要 4MB+4KB 的内存，这样不是更大了吗？ 当然如果页是满的，当时是更大了，但是，我们往往不会为一个进程分配那么多内存。
比如说，上面图中，我们假设只给这个进程分配了一个数据页。如果只使用页表，也需要完整的 1M 个页表项共 4M 的内存，但是如果使用了页目录，页目录需要 1K 个全部分配，占用内存 4K，但是里面只有一项使用了。到了页表项，只需要分配能够管理那个数据页的页表项页就可以了，也就是说，最多 4K，这样内存就节省多了。
当然对于 64 位的系统，两级肯定不够了，就变成了四级目录，分别是全局页目录项PGD（Page Global Directory）、上层页目录项 PUD（Page Upper Directory）、中间页目录项 PMD（Page Middle Directory）和页表项 PTE（Page Table Entry）。
总结：
二、进程空间管理
用户态和内核态的划分
进程的虚拟地址空间，其实就是站在进程的角度来看内存，所以我们就从 task_struct 出发来看。这里面有一个 struct mm_struct 结构来管理内存。
struct mm_struct *mm;
在 struct mm_struct 里面，有这样一个成员变量：
unsigned long task_size; /* size of task vm space */
我们之前讲过，整个虚拟内存空间要一分为二，一部分是用户态地址空间，一部分是内核态地址空间，那这两部分的分界线在哪里呢？这就要 task_size 来定义。
对于 32 位系统，最大能够寻址 2^32=4G，其中用户态虚拟地址空间是 3G，内核态是1G。对于 64 位系统，虚拟地址只使用了 48 位同样，内核空间和用户空间都是 128T。内核空间和用户空间之间隔着很大的空隙，以此来进行隔离。
用户态布局
内核态的布局
内核态的虚拟空间和某一个进程没有关系，所有进程通过系统调用进入到内核之后，看到的虚拟地址空间都是一样的。
32 位的内核态虚拟地址空间一共就 1G，占绝大部分的前 896M，我们称为直接映射区。
所谓的直接映射区，就是这一块空间是连续的，和物理内存是非常简单的映射关系，其实就是虚拟内存地址减去 3G，就得到物理内存的位置。
