简述Linux的内存寻址方式

举个栗子：假如有3个程序a，b，c，a需要10M，b需要100M，c需要20M，总内存就120M，按照之前的分配方式，前10M给a，10M-110M给b，系统还剩10M，但是c需要20M，显然剩下的内存是不够c用的。怎么办？

可能你会想到当c程序跑的时候把b程序数据写到磁盘上，等运行b的时候再数据从磁盘写回来，先不说无法满足b，c程序并行跑的需求，就连频繁的io操作带来的耗时问题也是无法接收的。

除了效率问题，reserved给进程的空间如果需要被别的进程访问会出现崩溃。比如a进程访问的空间是前10M，但是a程序中有一段代码访问10-110M的话就有可能导致b程序的崩溃，所以进程的地址空间需要彼此隔离。

现实场景中不可能是单任务在分好的内存中运行，当多任务并行跑的情况下在动态申请释放内存的时候有可能申请到其它进程里的地址，这时候需要重定位到新的地址。

内存管理无非就是想办法解决上面三个问题，如何提高内存的使用效率？如何使进程的地址空间隔离？如何解决程序运行时的重定位问题？

内存管理如何从虚拟地址映射到物理地址：

内存管理从虚拟地址映射到物理地址的过程也就是解决上面3个问题的过程。内存管理用分段机制和分页机制分别解决了上面的3个问题，大概过程如下图：

只要程序分了段，把整个段平移到任何位置后，段内的地址相对段基址是不变的，无论段基址是多少，只要给出段内偏移地址，cpu就能访问到正确的指令。于是加载用户程序时，只要将整个段的内容复制到新的位置，再将段基址寄存器中的地址改成该地址，程序便可准确地运行，因为程序中用的是段内偏移地址，相对新的段基址，该偏移地址处的内容内容还是一样的。

可以看出分段机制解决了进程间隔离和重定位的问题。这个动作是在硬件里做的，但是有的硬件是没有分段机制的，作为跨平台的linux就用了具有更通用性的分页机制来解决线性地址到虚拟地址到物理地址的转换。

可以参考《CPU是如何访问内存的？》了解一级页表的概念，linux为了兼容32位和64位，通常采用四级页表，页全局目录，页上级目录，页中间目录，页表：

这里不详细解释linux是如何通过四级页表来做线性地址（虚拟地址）到物理地址的转化。

进程在切换的时候就是根据task_struct找到mm_struct里的pgd字段，取得新进程的页全局目录，然后填充到CR3寄存器，就完成了页的切换。

动手看下mmu分页寻址的过程：

上代码：

可以看出虚拟地址ffff99b488d48000对应的物理地址是80000000c8d48000。这个过程也是mmu的过程。