应用从之前编写的分页表中获得的知识，可以轻松地跟随这篇文章，如果你不熟悉分页表，那么这篇文章只会是波浪线。刷新您对以下术语的含义的思考：PML4(E)、PDPT(E)、PD(E)、PT(E)、地址空间、分页和 CR3。
!dd 加上!, ! dd 物理地址 专门用于显示物理地址的.
页表指出逻辑地址中的页号与所占主存物理块号的对应关系。页式存储管理在用动态重定位方式装入作业时，要利用页表做地址转换工作。
上一篇文章中，我们详细讲解了 32 位保护模式下的分页机制，最终，我们将 4GB 的内存区域划分为了连续的 1023 个分页，页表保存在 4MB 的空间中。 详解操作系统分页机制与实战 但是我们的内存大小到底是多少呢？如果内存总共只要 8MB，那上面的分页程序执行完，光是页表就占用了 4MB，空间已经所剩无几，可见，按需使用内存，合理规划页表的大小是非常重要的，而这一切的前提是必须要搞清楚内存总共有多少。 本文我们就来通过一个程序获取计算机的内存信息。
分页内存管理方案允许进程的物理地址空间是不连续分配的。分页避免了将不同大小的内存块备份到交换空间上的问题。分页可以说是工程实践中的一种伟大创造。分页是通过硬件和操作系统配合来实现的。
目前我们已进入保护模式,但依然会受到限制,虽然地址空间达到了4GB,但此空间是包括操作系统共享的4GB空间，我们把段基址+段内偏移地址称为线性地址，线性地址是唯一的，只属于某一个进程。在我们机器上即使只有512MB的内存，每个进程自己的内存空间也是4GB，这是指的虚拟内存空间。一直以来我们都是在内存分段机制下工作的，该模式下如果系统里面的应用程序过多，或者内存碎片过多无法容纳新的进程，则可能会出现进程需要等待，或无法直接运行的局面，而内存分页机制，理论上只要4KB内存就可以让程序运行下去。
本文涉及的硬件平台是X86，如果是其他平台的话，如ARM，是会使用到MMU，但是没有使用到分段机制； 最近在学习Linux内核，读到《深入理解Linux内核》的内存寻址一章。原本以为自己对分段分页机制已经理解了，结果发现其实是一知半解。于是，查找了很多资料，最终理顺了内存寻址的知识。现在把我的理解记录下来，希望对内核学习者有一定帮助，也希望大家指出错误之处。
分段，是指将程序所需要的内存空间大小的虚拟空间，通过映射机制映射到某个物理地址空间(映射的操作由硬件完成)。分段映射机制解决了之前操作系统存在的两个问题：
如果一个作业，需要全部装入内存后方能运行，会有什么情况？ (1) 有的作业很大，其所要求的内存空间超过了内存总容量，作业不能全部被装入内存，致使该作业无法运行； (2) 有大量作业要求运行，但由于内存容量不足以容纳所有这些作业，只能将少数作业装入内存让它们先运行，而将其它大量的作业留在外存上等待
内存是计算机的主存储器。内存为进程开辟出进程空间，让进程在其中保存数据。我将从内存的物理特性出发，深入到内存管理的细节，特别是了解虚拟内存和内存分页的概念。
内存管理 包括内存管理和虚拟内存管理 内存管理包括内存管理概念、交换与覆盖、连续分配管理方式和非连续分配管理方式（分页管理方式、分段管理方式、段页式管理方式）。 虚拟内存管理包括虚拟内存概念、请求分页管理方式、页面置换算法、页面分配策略、工作集和抖动。 3.1 内存管理的概念 内存管理(Memory Management)是操作系统设计中最重要和最复杂的内容之一。虽然计算机硬件一直在飞速发展，内存容量也在不断增长，但是仍然不可能将所有用户进程和系统所需要的全部程序和数据放入主存中，所以操作系统必须将内存空间
操作系统用于处理内存访问异常的入口操作系统的核心任务是对系统资源的管理，而重中之重的是对CPU和内存的管理。为了使进程摆脱系统内存的制约，用户进程运行在虚拟内存之上，每个用户进程都拥有完整的虚拟地址空间，互不干涉。而实现虚拟内存的关键就在于建立虚拟地址(Virtual Address,VA)与物理地址(Physical Address,PA)之间的关系，因为无论如何数据终究要存储到物理内存中才能被记录下来。
非连续分配允许一个程序分散地装入到不相邻的内存分区中，根据分区的大小是否固定分为分页存储管理方式和分段存储管理方式。
离散分配 分页(Paging)，分段，段页式 一、分页 一个进程的物理地址可以是非连续的； 将物理内存分成固定大小的块，称为块（frame）； 将逻辑内存分为同样大小的块，称为页（page）； 将连续的页分配并存放到不连续的若干内存块中； 建立页表，记录每一页对应的存储块的块号，将逻辑地址转换为物理地址。 将产生内部碎片 地址转换方法 将逻辑地址转换为虚拟地址： CPU生成的地址分成以下两部分： 1.页号(p)：页号作为页表中的索引。页表中包含每页所在物理内存的基地址。 2.页偏移(d)：与页的基地址组合就
用户程序的地址空间被划分成若干固定大小的区域，称为“页”，相应地，内存空间分成若干个物理块，页和块的大小相等。可将用户程序的任一页放在内存的任一块中，实现了离散分配。
作者：Vamei 出处：http://www.cnblogs.com/vamei 严禁转载
尽管基址寄存器和变址寄存器用来创建地址空间的抽象，但是这有一个其他的问题需要解决：管理软件的膨胀(managing bloatware)。虽然内存的大小增长迅速，但是软件的大小增长的要比内存还要快。在 1980 年的时候，许多大学用一台 4 MB 的 VAX 计算机运行分时操作系统，供十几个用户同时运行。现在微软公司推荐的 64 位 Windows 8 系统至少需要 2 GB 内存，而许多多媒体的潮流则进一步推动了对内存的需求。
请求分页系统建立在基本分页系统基础之上，为了支持虚拟存储器功能而增加了请求调页功能和页面置换功能。请求分页是目前最常用的一种实现虚拟存储器的方法。 在请求分页系统中，只要将当前需要的一部分页面装入内存，便可以启动作业运行。在作业执行过程中，当所要访问的页面不在内存时，再通过调页功能将其调入，同时还可以通过置换功能将暂时不用的页面换出到外存上，以便腾出内存空间。 为了实现请求分页，系统必须提供一定的硬件支持。除了需要一定容量的内存及外存的计算机系统，还需要有页表机制、缺页中断机构和地址变换机构。
非连续分配管理方式允许一个程序分散地装入到不相邻的内存分区，根据分区的大小是否固定分为分页式存储管理方式和分段式存储管理方式。分页存储管理方式中，又根据运行作业时是否要把作业的所有页面都装入内存才能运行分为基本分页式存储管理方式和请求分页式存储管理方式。
操作系统确实是比较难啃的一门课，至少我认为比计算机网络难太多了，但它的重要性就不用我多说了。
CPU可以在一个cpu时钟内执行一个或多个其内置寄存器的指令。而访问内存需多个cpu时钟。由于内存频繁访问，可以再cpu与内存之间增加高速缓存
在虚拟内存中，页表是个映射表的概念, 即从进程能理解的线性地址(linear address)映射到存储器上的物理地址(phisical address).
虚拟内存是一种操作系统提供的机制，用于将每个进程分配的独立的虚拟地址空间映射到实际的物理内存地址空间上。通过使用虚拟内存，操作系统可以有效地解决多个应用程序直接操作物理内存可能引发的冲突问题。
如果采用可变分区进行管理，我们需要使用空闲分区表或者空闲分区链表的方式来记录当前内存中各个空闲分区块。
实模式是有很大弊端的，首先，直接操作物理内存，这样的话每次只能运行一个程序，并且不安全；另外，内存最大使用到1M，限制太大。
我们可以通过ring3的段寄存器. 当作GDT表的下标.进行查表. 查询GDT表.
先笼统地总结下内存管理到底是干啥的，下面这段话摘自《现代操作系统 - 第 3 版》：
某计算机系统按字节寻址，支持32位的逻辑地址，采用分页存储管理，页面大小为4KB，页表项长度为4B。
一个系统中的进程是与其他进程共享 CPU 和主存资源的。然而，共享主存会形成一些特殊的挑战。
最近的状态些许迷惑，所以有一段时间没有写东西了，与此同时的，还有几乎停止的OS进度。今天下午也是抽了一片时间来重新学了一下分页存储，然后来写这一篇文章。关于为什么要写，因为真滴觉得分页存储的内容很容易让人发晕，各种相差无几的概念让人经常混淆，所以来写一篇文章梳理一下，也为了接下来更好的学习内存管理的其他内容。
1）将内存看做缓存，内存中存储此时正在运行的数据，其他数据存到磁盘，当需要使用时再换入内存，内存不够时将不用的换出到磁盘。
在分页存储管理中，一个程序的逻辑地址空间被划分成若干个大小相等的区域，每个区域称为页或页面，并且程序地址空间中所有的页从 0 开始顺序编号。相应地，内存物理地址空间也按同样方式划分成与页大小相同的区域，每个区域称为物理块或页框，与页一样内存空间中的所有物理块也从 0 开始顺序编号。在为程序分配内存时，允许以页为单位将程序的各个页，分别装入内存中相邻或不相邻的物理块中。由于程序的最后一页往往不能装满分配给它的物理块，于是会有一定程度的内存空间浪费，这部分被浪费的内存空间称为页内碎片。
本节来说说捋清启动需要知道的一些东西，因知识点的确很多，涉及了各个方面，我就不像其他章节一样各个部分前后有比较紧密的联系，而是直接以干货的形式罗列出来，这样或许更清晰些，不多说了来看
理想情况下用户对内存的期待是大容量、高速度和持久性，但是现实中却是一个由缓存、主存、磁盘组成的内存架构，该架构中，缓存低容量、速度快但是成本高，主存中速度、中容量和中成本，磁盘就是大容量、持久性但是速度慢。
确保（系统）完整性是软件安全产品（例如反作弊或反病毒）中的重要细节。这些都是为了确保操作系统的主要功能没有被篡改。一种常见的完整性检查是对单个驱动程序对象的验证。出于多种原因，可以直接在内存中操作这些驱动程序对象（直接修改内核对象），但是本文所涉及的特定利用是对主要功能IRP_MJ_DEVICE_CONTROL的修改，即I / O处理程序。
内存管理可以说是一个比较难学的模块，之所以比较难学。一是内存管理涉及到硬件的实现原理和软件的复杂算法，二是网上关于内存管理的解释有太多错误的解释。希望可以做个内存管理的系列，从硬件实现到底层内存分配算法，再从内核分配算法到应用程序内存划分，一直到内存和硬盘如何交互等，彻底理解内存管理的整个脉络框架。本节主要讲解硬件原理和分页管理。
内存管理可以说是一个比较难学的模块，之所以比较难学。一是内存管理涉及到硬件的实现原理和软件的复杂算法，二是网上关于内存管理的解释有太多错误的解释。希望可以做个内存管理的系列，从硬件实现到底层内存分配算
现代操作系统的普遍做法是引入“虚拟内存”的机制，应用程序是面向虚拟内存编写的而不是面向物理内存。应用程序在运行的时候使用的是虚拟地址，CPU负责将虚拟地址转换为物理地址。
程序自身并不需要关心自己的数据及代码存在哪，并且对程序来说，内存看上去是连续且独占的。当然事实肯定不是如此，而这背后就是操作系统的功劳 —— 内存虚拟化。本篇文章就介绍操作系统是如何实现虚拟内存系统的。
我们前面说过几种隐藏进程的方法： 遍历进程活动链表（ActiveProcessLinks）
这里有相对地址和绝对地址，相对地址就是别的球员相对于 1 号球员的位置，绝对地址是他们实际居住的房间号，相对地址就是内存中的逻辑地址，而绝对地址就是物理地址。
分页系统存在的一个无法容忍，同时也是分页系统无法解决的一个缺点就是：一个进程只能占有一个虚拟地址空间。在此种限制下，一个程序的大小至多只能和虚拟空间一样大，其所有内容都必须从这个共同的虚拟空间内分配。
考虑到连续分配方式的缺陷，人们考虑到如果可以将一个进程分散然后分别装入到不相邻分区中就可以更加高效利用内存，基于这一思想，产生了“非连续分配方式”也成为离散分配方式
知乎上搜到一个比较有意思的话题：如何理解「进入内核态」，要回答好这个问题需要对内存管理及程序的运行机制有比较深刻的了解，比如你需要了解内存的分段，分页，中断，特权级等机制，信息量比较大，本文将会从 Intel CPU 的发展历史讲起，循序渐近地帮助大家彻底掌握这一概念，相信大家看了肯定有帮助，本文目录如下
在32位系统下，物理内存进行了分页，每一页的大小为4kb，如果已经通过分段生成了线性地址空间，然后线性地址空间再去找分页的物理地址，比如说，找到了是第xxx页，在通过线性地址里的后12位的offset进行结合找到具体的物理地址，如果只使用了一个页表，一个表项的大小为4byte，32位系统有4GB的物理空间（一个进程看到是4GB大小的虚拟空间），每一个表项对应着物理空间的第xxx页(4KB大小的页)，那么应该有4GB/4KB=1MB个表项，因为每个表项4byte，所以一共有4MB的大小，那么一个进程就会浪费掉4MB的空间。 如果是二级页表，规则就会改变，让二级页表对应到物理内存上的4KB大小的页，一级页表此时变成映射为物理地址的4MB（这样子是无法定位到具体的页（4KB）的，所以二级页表再去找），这样先找到一级页表，一级页表再和二级页表进行结合，二级页表相当于一级页表4MB分成了1024个（1KB个）4KB，找完后二级页表充当了offset的角色，此时定位到具体的4KB的页面，再用一级页表的offset一结合定位到具体物理地址。这样一个进程浪费掉的空间是一级页表占用的:（4GB/4MB）*4byte=4KB，二级页表浪费掉的是1kb（1个一级页表占用这么多）*1kb（此时有1kb（4GB/4MB）个一级页表）=4MB，加起来是4MB+4KB，比光用一级页表要多4KB，但是2级页表是可以不存在的，比如此时程序只用了%20的页，那么4MB就需要乘以%20，这样一下子就比只有一级页表时少了。
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