4月14日
很多硬件的功能，物盡其用卻未必好過軟實現，Linux出於可移植性及其它原因，常常選擇不去過分使用硬件特性。
比如 Linux只使用四個segment，分別是__USER_CS、__USER_DS、__KERNEL_CS、__KERNEL_DS，因爲Paging可以完成segmentation的工作，而且可以完成的更好。而且這樣簡化了很多，統一了邏輯地址和線性地址。
而TSS存在每CPU一個的GDT中，雖然每個process的TSS不同，但Linux 2.6卻不利用其中的hardware context switch（雖然低版本使用）以一個far jmp來實現任務轉換，而用一系列的mov指令來實現。這樣做的原因是：
1、可以檢驗ds和es的值，以防惡意的forge。
2、硬轉換和軟轉換所用時間相近，而且硬轉換是無法再優化的，軟轉換則可以。
4月15日
Paging也就是將linear地址轉成物理地址的機制。
內存被視爲一堆4k的小page frame（就像空的格子），在歸OS管的Paging機制的苟延殘喘下，彷彿地存放着多於page frame數目的page（數據）。要通過兩層索引（directroy和table）來尋到page，再加offset尋到址。這兩層索引中的entry包含一些標誌表明該page在不在內存裏，是否被改寫過，最近是否訪問過，以及讀/寫訪問權限。
如果page entry裏的Page Size標誌和cr4的PSE標誌設置了的話（Extended Paging），就是4M一片page frame，這樣就只用directory一層索引了。
從奔騰pro開始，adress針腳非常神奇地從32增加到36，有了一個叫做PAE的機制，它啓用（cr4的PAE標誌設置）的時候就是2M一片page frame了。這樣可以尋址64GB，遠遠超越了沒啓用前4GB的理論極限（實際極限1GB）。但這樣的尋址非常彆扭，因爲物理地址雖然因此變成了36位，線性地址仍是32位，要想尋址超過4GB，要用cr3去指向不同的PDPT或在31-30bit指定PDPT中entry。不過，更鬱悶的是，這並不能改變process的地址空間4GB的限制，僅僅是內核可以用這麼多內存來運行更多的process。
在64位機器上，由於如果只用兩層的話，索引條目會太多，嚴重消耗內存，所以只好再加層數，alpha、ia64、ppc64、sh64都是3層（雖然每層bit數不一），x86_64非常神奇地用了4層。
Paging換的是page，Cache換的是line。但是如何在Cache中確定某個內存地址在不在呢？或者說，某內存地址附近的數據，放在Cache中什麼位置好呢？不能一對一映射過來(direct mapping)，這樣會導致巨大的Cache；也不能隨意放（fully associative）然後在旁邊標記(tag)說是什麼地址附近的，這樣會導致每次找Cache都是線性查找。一個浪費空間一個浪費時間，因此有一種折衷叫做N-Way Set Associative，有點像Hash。首先把Cache分成很多個N line的集合，然後弄個hash函數把一個地址唯一地映射到某個集合裏，之後至於放在這N line中的哪一line就無所謂了。找的時候，先一瞬間找到集合，然後對N line進行線性查找。
讀的時候，自然有cache hit和cache miss。對於寫操作，cache hit的話，可能有兩種不同的處理方法：write-through（Cache和RAM都寫）和wirte-back（line換出時寫RAM）。Linux清空PCD (Page Cache Disable)和PWT (Page Write-Through)，永遠啓用cache並使用write-back策略。
哈哈，TLB（Translation Lookaside Buffers ）解決了我心中的一大疑問：每次尋址（將linear翻譯成physical），都要非常艱辛地查directroy和table，訪問多次RAM（你以爲這些東西不是放在RAM裏啊？！），豈不累死。幸好，我們有TLB，這樣最近翻譯的成果就可以緩存在裏面，這樣就省得每次翻譯啦。
4月17日
Linux用了四層索引來做Paging。這樣既可以通過隱藏掉中間兩層來做無PAE的32位paging，又可以隱藏掉pud來支持有PAE的3位paging，還可以支持64位的paging。
pte_t Page Table
pmd_t Page Middle Directory
pud_t Page Upper Directory
pgd_t Page Global Directory
每個進程的內存空間中0到PAGE_OFFSET（0xc0000000，即3G）-1是用戶空間，PAGE_OFFSET到0xffffffff（4G）則是內核空間（只有內核態才能尋址）。
啓動的時候，Linux問BIOS內存格局如何，保留第1個MB（machine_specific_memory_setup()），然後把自己放在第2個MB開始的地方（從_text到_etext是內核代碼，從_etext到_edata是初始化了的內核數據）。
在這個過程中：
Linux首先建立初始（provisional）頁表（startup_32()），使RAM前8M（兩頁）可以用兩種方式尋址，用來存放最小的自己（text、data、初始頁表、128k的堆空間）。
初始pgd放在swapper_pg_dir中。所有項爲0，但0、1與0x300、0x301分別完成線性地址的前8M和3G+8M到物理地址前8M的映射。
接着，Linux建立最終頁表。
線性地址最高的128M保留給Fix-Mapped Linear Addresses和Noncontiguous Memory Allocation用，所以，最終頁表只需要把PAGE_OFFSET後面的896M映射到物理地址的前896M。剩餘RAM由Dynamic Remapping來完成。然後用zap_low_mapping()把原先那個初始頁表清掉。
paging_init()會執行：
pagetable_init() //一個循環，初始化了swapper_pg_dir
cr3 <- swapper_pg_dir
cr4 |= PAE
__flush_tlb_all()
Linux利用CPU有限的指令和行爲模式，實現了一系列操縱tlb的函數，應用於不同的情境。
值得一記的是Lazy TLB模式，在多CPU系統中，它可以避免無意義的TLB刷新。