以内存为开始是正确的学习顺序
内存地址
首先引出三种地址：
- 逻辑地址
包含在机器语言指令中用来指定一个操作数或一条指令的地址。每个逻辑地址都由一个段和偏移量组成，它支持程序员把程序分成若干段。
- 线性地址：
也可以称它为虚拟地址
- 物理地址：
顾名思义
内存控制单元（MMU）通过分段单元把逻辑地址转换为线性地址；通过分页单元把线性地址转换为物理地址。
硬件中的分段
段标识符
逻辑地址由16位的段标识符（也成为段选择符）和一个32位的相对地址偏移量表示
CPU有专门的段处理器存放段选择符（cs，ss，ds，es，fs，gs）。
cs：代码段寄存器
ss：栈段寄存器
ds：数据段寄存器
其余：指向任意数据段
段描述符
找到对应的段，可以通过段描述符了解段的的特征（进程有进程描述符，段自然也有段描述符）。
段描述符放在全局描述符表（GDT）或是局部描述符表（LDT）中。通常只定义一个GDT，每个进程除了存放在GDT中的段之外，如果还需要创建新的段，就可以放在自己的LDT中。
GDT在主存中地址和大小存放在gdtr控制寄存器中；当前被使用的LDT地址和大小放在ldtr控制寄存器中。
之前16位的段选择符前13位表示段描述符在GDT中的下标，所以GDT最多保存2^13 – 1个段描述符，因为一个段描述符是8字节长，加入GDT地址位0x00020000，我们要获取下标为2的段描述符，要访问的地址为0x00020000 + (2 * 8)。
分段单元
分段单元负责将逻辑地址转换为线性地址，过程如下：
- 先检查TI字段，判断段描述符在GDT还是LDT，从对应寄存器拿到GDT或LDT的地址
- 根绝段选择符的索引号在GDT或LDT中得到段描述符地址
- 将逻辑地址中的偏移量 + 段描述符中的base地址，得到线性地址
Linux中的分段
分段可以给每个进程分配不同的线性地址空间，分也可以把一个线性地址空间映射到不同物理空间。
Linux设计目标之一是把它移植到绝大部分流行的处理器平台上，然后RISC对分段的支持有限，所以只有在90×96结构下Linux才使用分段，其实都只是用分页（此处指的是Linux2.6）。
当所有进程使用相同的段寄存器时，内存管理变得更简单。运行在用户态的所有Linux进程都只使用一堆段来对指令和数据寻址：用户代码段；用户数据段，内核态中进程则使用：内核代码段；内核数据段。
Linux下逻辑地址与线性地址是一样的，所有段都从0x00000000开始，逻辑地址的偏移量的值与线性地址的值总是一致的。
硬件中的分页
这块就很熟悉了，页目录 + 页 + 偏移量，目录可以是多级的，还是比较经典的。
分页单元吧所有RAM分成固定长度的页框，每个页框包含一个页。
从线性地址到物理地址需要一个映射表，我们称之为页表，放在主存中。
其余组成比如高速缓存，TLB，一个是为了缩小CPU与RAM之间的速度不匹配，另一个是辅助快速从线性地址翻译成物理地址。
Linux中的分页
Linux从2.6.11版本开始采用四级分页模型：
- 页全局目录（PGD）
- 页上级目录（PUD）
- 页中间目录（PMD）
- 页表（PTE）
至于具体给每个部分分配多少位数，要看计算机体系结构，逻辑上是有的，但实现上可能没有。
内核页表
内核维持着一组自己使用的页表，内核映像刚被装入内存中时，CPU还运行在实模式，分页功能没被启用：
- 内核创建一个有限的地址空间，包括内核的代码段核数据段、初始页表核用于存放动态数据结构共128KB大小的空间
- 用剩余的RAM建立分页表
当进程运行在用户态时，产生的线性地址小于0xc0000000；当进程运行在内核态时，产生的线性地址大于等于0xc0000000，进程在线性地址空间中的偏移量时0xc0000000，也是内核生存空间的开始处。
内核页表所提供的最终映射必须把0xc0000000开始的线性地址转化为从0开始的物理地址。
从网上找了个图，便于了理解，RAM上3GB~4GB是留给内核的。
进一步了解RAM留给内核页表（3GB~4GB中前896MB）的划分：
- 要是计算机有小于896MB的RAM，那直接和物理地址一一对应即可
- 要是896MB~4096MB之间，那32位也可以表示全部的物理地址，只是需要时不时改变页表项
- 超过的话就需要用上预留的的128MB了，做额外的操作（具体操作见书本）
TLB
介绍完了多级页目录，就更能理解TLB优势了。
在硬件上会有一个叫做页表基地址寄存器，它存储PGD页表的首地址。然后PGD->PUD->PMG->PTE，非常繁琐。
TLB可以直接缓存虚拟地址核其映射的物理地址，大大降低了查找地址的延时。
关于TLB flush等概念可以参考链接：https://zhuanlan.zhihu.com/p/108425561，言简意赅。
louwin code trip 