Linux 2.x 内核对内存的管理

其着重点在于分页，用分页的机制把进程间的虚拟地址分隔开来。

每个进程都有一套页表，整个系统有一张GDT表（此机制由逻辑地址到线性地址变换，实际上是走了个形式，变换前后地址不变）

每个进程都有一套页表用于从线性地址到物理地址的映射变换。这样，每个进程都有一个4GB的逻辑空间。

（两进程的逻辑地址相同，但它们有不同的页表，故最终会映射到不同的物理位置）

实际上，此机制的地址翻译只有一步——直接把虚拟地址翻译成物理地址。                                                                                                                                                                                                                                                                                                                  

CPU通过生成一个虚拟地址来访问主存，这个虚拟地址在被送到存储器之前先地址翻译成适当的物理地址。

地址翻译需要CPU硬件和操作系统之间的紧密合作。CPU芯片上叫做存储器管理单元（Memory Management Unit，MMU）的专用硬件，利用存放在主存中的页表来动态翻译虚拟地址，该表的内容是由操作系统管理的。

操作系统为每个进程提供了一个独立的页表，因而也就是一个独立的虚拟地址空间。

按需页面调度和独立的虚拟地址空间的结合，对系统中存储器的使用和管理造成了深远的影响。

简化链接。独立的地址空间允许每个进程的存储器使用相同的基本格式，而不管代码和数据实际存放在物理存储器的何处。

例如：一个给定的Linux系统上的每个进程都使用类似的存储器格式。文本节总还是从虚拟地址0x08048000处开始（32位），或者从0x400000处开始（64位）。数据和bss节紧跟在文本节后面。栈占据进程地址空间最高的部分，并向下生长。

这样的一致性极大地简化了链接器的设计和实现，允许链接器生成全链接的可执行文件，这些可执行文件时独立于物理存储器中代码和数据的最终位置的。

简化加载。虚拟存储器还使得容易向存储器中加载可执行文件和共享对象文件。

在ELF可执行文件中.text和.data节是连续的。要把这些节加载到一个新创建的进程中，Linux加载器分配虚拟页的一个连续的片，从虚拟地址0x08048000处开始（32位），或者从0x400000处开始（64位），把这些虚拟页标记为无效的（即未被缓存的），将页表条目指向目标文件中适当的位置。

注意：加载器从不实际拷贝任何数据从磁盘到存储器。在每个页初次被引用时，要么是CPU取指令时引用的，要么是一条正在执行的指令引用一个存储器位置时引用的，虚拟存储器需要会按照需要自动调入数据页。

段

Linux将虚拟存储器组织成一些段的集合。每个存在的虚拟页面都保存在某个区域中，而不属于某个区域的虚拟页是不存在的，并且不能被进程引用。内核不用记录那些不存在的虚拟页，而这样的页也不占用其他任何额外资源。

内核为系统中的每个进程维护一个单独的任务结构(源代码中的task_struct)。任务结构中的元素包含或者