linux定义了三层映射,页面目录称为PGD， 中间目录为PMD，页面表为PT.
linux将最高1G字节(0xc0000000-0xffffffff)用于内核本身称为"系统空间", 将较低3G字节(0x0-0xbfffffff)用作各个进程"用户空间".
以i386为例，从线性地址到物理地址的获取，在页面映射过程中，CPU需要访问内存三次，第一次页面目录，第二次页面表，第三次真正目标，所以虚存高效实现有赖于高速缓存实现。有高速缓存后一般都在高速缓存找到，不需要读内存，另一方面，整个过程是硬件实现，所以速度快。
linux为线性地址到物理地址的映射定义数据类型：pgd_t，pmd_t，pte_t。另一个说明页面保护的结构：pgprot_t,其中与i386MMU的页面表项的低12位相对应。
目录项结构：
typedef struct {
unsigned int ptba:20; /* 页表及地址的高 20 位*/
unsigned int avail:3; /* 供系统程序员使用 */
unsigned int g:1; /* global，全局性页面 */
unsigned int ps:1; /* 页面大小，0 表示 4K 字节 */
unsigned int reserved:1; /* 保留，永远是 0 */
unsigned int a:1; /* accessed已被访问过 */
unsigned int pcd:1; /* 关闭（不使用）缓冲存储器 */
unsigned int pwt:1; /* Write Through用于缓冲存储器 */
unsigned int u_s:1; /* 为 0时表示系统（或超级）权限，为 1时表示用户权限 */
unsigned int r_w:1; /* 只读或可写*/
unsigned int p:1; /* 为0时表示相应的页面不在内存中 */
} 目录项;
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获得页表表项：
#define pgprot_val(x) ((x).pgprot)
#define __pte(x) ((pte_t) { (x) } )
#define __mk_pte(page_nr, pgprot) __pte(((page_nr)<<PAGE_SHIFT)|pgprot_val(pgprot))
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物理页面:内核中有个全局量mem_map,是个指向一个page数据结构数组，每个page数据结构代表一个物理页面，整个数组代表系统中的全部物理页面。对于软件,将页面表项的高20位作下标可以从mem_map找到代表这个物理页面的page数据结构。对于硬件,低12位补0就是物理页面的起始地址.
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根据虚存地址找相应物理页面:
#define pte_page(x) (mem_map+((unsigned long)(((x).pte_low >> PAGE_SHIFT))))
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物理页面mem_map_t的数据数组,根据数组下标划分成ZONE_DMA,ZONE_NORMAL,ZONE_HIGHMEM管理区.每个管理区都有一个zone_struct(zone_t) 数据结构,每个结构都有一组"空闲空间"(free_area_t)队列.管理区数据结构中既要有一个队列来保持一些离散(连续长度为1)的物理页面,还要有一个队列来保持一个连续长度为2的页面块以及连续长度为4、8、16、…、直至2^MAX_ORDER的页面块。常数MAX_ORDER定义为10，也就是说最大的连续页面块可以达到2^10=1024个页面，即4M自己。(.....无语中，不懂，--->伙伴算法???)
引入NUMA后,在zone_struct解构上有了另一层代表着存储节点的pglist_data数据结构.
虚拟空间: vm_area_struct,mm_struct数据结构.
ps:物理空间像仓库,物理空间管理好比仓库管理;虚拟空间以进程为基础,从"需"的角度来管理.mm_struct和
vm_area_struct说明了对页面的需求,前面page,zone_struct等结构则说明了对页的供应;而页面目录,中间目录以及页面表则是两者中间桥梁.
linux在i386内存管理的特殊点:
1.i386从线性地址到物理地址是两级映射(MMU识别两层)，PMD等同于PT．
2.内核GDT只使用了四种不同段寄存器,两种内核,两种用作所有进程.第2项和第3项分别用于内核的代码段和数据段，第4项和第5项永远用于当前进程的代码段和数据段.RPL等级内核0用户进程3.(见GDT寄存器定义)
typedef struct {
unsigned int index:13; /* 描述表项号*/
unsigned int ti:1; /* 选择GDTR或LDTR*/
unsigned int rpl:2; /* 特权等级 */
} 段描述表寄存器;
3.段描述符项使用平面地址,段描述符项2,3,4,5差不多，区别在于dpl(访问本段所需权限),s(描述项类型1表示系统0表示代码或数据),type(段的类型,读写，是否访问等).
ps:看2,3点得知linux内核装模作样的糊弄i386的段式处理.
问题1: 32位i386的linux中进程的最大理论数计算?
每个进程的局部段描述表LDT都作为一个独立的段而存在，在全局段描述表GDT中要有一个表项指向这个段的起始地址，并说明该段的长度以及其他一些参数。除上之外，每个进程还有一个TSS结构(任务状态段)也是一样。所以，每个进程都要在全局段描述表GDT中占据两个表项。那么，GDT的容量有多大呢？段寄存器中用作GDT表下标的位段宽度是13位，所以GDT中可以有8192个描述项。除一些系统的开销(例如GDT中的第2项和第3项分别用于内核的代码段和数据段，第4项和第5项永远用于当前进程的代码段和数据段，第1项永远是0，等等)以外，尚有8180个表项可供使用，所以理论上系统中最大的进程数量是4090。
问题2: i386、linux下,c语言中*和&,汇编中的符号地址到底是什么地址?
c语言用的是虚拟地址，汇编用的是线性地址。