主题：Linux内存管理中的分段和分页技术
回顾一下历史，在早期的计算机中，程序是直接运行在物理内存上的。换句话说，就是程序在运行的过程中访问的都是物理地址。
如果这个系统只运行一个程序，那么只要这个程序所需的内存不要超过该机器的物理内存就不会出现问题，我们也就不需要考虑内存管理这个麻烦事了，反正就你一个程序，就这么点内存，吃不吃得饱那是你的事情了。
然而现在的系统都是支持多任务，多进程的，这样CPU以及其他硬件的利用率会更高，这个时候我们就要考虑到将系统内有限的物理内存如何及时有效的分配给多个程序了，这个事情本身我们就称之为内存管理。
举一个早期的计算机系统中，内存分配管理的例子，以便于理解。
假如我们有三个程序，程序A，B，C，程序A运行的过程中需要10M内存，程序B运行的过程中需要100M内存，而程序C运行的过程中需要20M内存。
如果系统同时需要运行程序A和B，那么早期的内存管理过程大概是这样的，将物理内存的前10M分配给A，接下来的10M-110M分配给B。
这种内存管理的方法比较直接，好了，假设我们这个时候想让程序C也运行，同时假设我们系统的内存只有128M，显然按照这种方法程序C由于内存不够是不能够运行的。
大家知道可以使用虚拟内存的技术，内存空间不够的时候可以将程序不需要用到的数据交换到磁盘空间上去，已达到扩展内存空间的目的。
下面来看看这种内存管理方式存在的几个比较明显的问题。
进程地址空间不能隔离
由于程序直接访问的是物理内存，这个时候程序所使用的内存空间不是隔离的。
举个例子，就像上面说的A的地址空间是0-10M这个范围内，但是如果A中有一段代码是操作10M-128M这段地址空间内的数据，那么程序B和程序C就很可能会崩溃（每个程序都可以访问系统的整个地址空间）。这样很多恶意程序或者是木马程序可以轻而易举地破快其他的程序，系统的安全性也就得不到保障了，这对用户来说也是不能容忍的。
内存使用的效率低
如上面提到的，如果我们要像让程序A、B、C同时运行，那么唯一的方法就是使用虚拟内存技术将一些程序暂时不用的数据写到磁盘上，在需要的时候再从磁盘读回内存。
这里程序C要运行，将A交换到磁盘上去显然是不行的，因为程序是需要连续的地址空间的，程序C需要20M的内存，而A只有10M的空间，所以需要将程序B交换到磁盘上去，而B足足有100M，可以看到为了运行程序C我们需要将100M的数据从内存写到磁盘，然后在程序B需要运行的时候再从磁盘读到内存，我们知道IO操作比较耗时，所以这个过程效率将会十分低下。
程序运行的地址不能确定
程序每次需要运行时，都需要在内存中分配一块足够大的空闲区域，而问题是这个空闲的位置是不能确定的，这会带来一些重定位的问题，重定位的问题确定就是程序中引用的变量和函数的地址，如果有不明白童鞋可以去查查编译原理方面的资料。
内存管理无非就是想办法解决上面三个问题，如何使进程的地址空间隔离，如何提高内存的使用效率，如何解决程序运行时的重定位问题？
引用计算机界一句无从考证的名言：“计算机系统里的任何问题都可以靠引入一个中间层来解决。”
现在的内存管理方法就是在程序和物理内存之间引入了虚拟内存这个概念。
- 虚拟内存位于程序和物理内存之间，程序只能看见虚拟内存，再也不能直接访问物理内存。
- 每个程序都有自己独立的进程地址空间，这样就做到了进程隔离。这里的进程地址空间是指虚拟地址。
- 顾名思义，既然是虚拟地址，也就是虚的，不是现实存在的地址空间。
既然我们在程序和物理地址空间之间增加了虚拟地址，那么就要解决怎么从虚拟地址映射到物理地址，因为程序最终肯定是运行在物理内存中的，主要有分段和分页两种技术。
分段(Segmentation)
这种方法是人们最开始使用的一种方法，基本思路是将程序所需要的内存地址空间大小的虚拟空间映射到某个物理地址空间。
每个程序都有其独立的虚拟的独立的进程地址空间，可以看到程序A和B的虚拟地址空间都是从0x00000000开始的。我们将两块大小相同的虚拟地址空间和实际物理地址空间一一映射，即虚拟地址空间中的每个字节对应于实际地址空间中的每个字节，这个映射过程由软件来设置映射的机制，实际的转换由硬件来完成。
这种分段的机制解决了开始提到的3个问题中的进程地址空间隔离和程序地址重定位的问题。
程序A和程序B有自己独立的虚拟地址空间，而且该虚拟地址空间被映射到了互相不重叠的物理地址空间，如果程序A访问虚拟地址空间的地址不在0x00000000-0x00A00000这个范围内，那么内核就会拒绝这个请求，所以它解决了隔离地址空间的问题。我们应用程序A只需要关心其虚拟地址空间0x00000000-0x00A00000，而其被映射到哪个物理地址我们无需关心，所以程序永远按照这个虚拟地址空间来放置变量，代码，不需要重新定位。
无论如何分段机制解决了上面两个问题，是一个很大的进步，但是对于内存效率问题仍然无能为力。
因为这种内存映射机制仍然是以程序为单位，当内存不足时仍然需要将整个程序交换到磁盘，这样内存使用的效率仍然很低。
那么，怎么才算高效率的内存使用呢。事实上，根据程序的局部性运行原理，一个程序在运行的过程当中，在某个时间段内，只有一小部分数据会被经常用到。
所以我们需要更加小粒度的内存分割和映射方法，此时是否会想到Linux中的Buddy算法和slab内存分配机制呢。另一种将虚拟地址转换为物理地址的方法分页机制应运而生了。
分页机制
分页机制就是把内存地址空间分为若干个很小的固定大小的页，每一页的大小由内存决定，就像Linux中ext文件系统将磁盘分成若干个Block一样，这样做是分别是为了提高内存和磁盘的利用率。
试想一下，如果将磁盘空间分成N等份，每一份的大小(一个Block)是1M，如果我想存储在磁盘上的文件是1K字节，那么其余的999字节是不是浪费了。所以需要更加细粒度的磁盘分割方式，我们可以将Block设置得小一点，这当然是根据所存放文件的大小来综合考虑的，好像有点跑题了，我只是想说，内存中的分页机制跟ext文件系统中的磁盘分割机制非常相似。
Linux中一般页的大小是4KB，我们把进程的地址空间按页分割，把常用的数据和代码页装载到内存中，不常用的代码和数据保存在磁盘中，我们还是以一个例子来说明,如下图：
可以看到进程1和进程2的虚拟地址空间都被映射到了不连续的物理地址空间内(这个意义很大，如果有一天我们的连续物理地址空间不够，但是不连续的地址空间很多，如果没有这种技术，我们的程序就没有办法运行)，甚至他们共用了一部分物理地址空间，这就是共享内存。
进程1的虚拟页VP2和VP3被交换到了磁盘中，在程序需要这两页的时候，Linux内核会产生一个缺页异常，然后异常管理程序会将其读到内存中。
这就是分页机制的原理，当然Linux中的分页机制的实现还是比较复杂的，通过了页全局目录，页上级目录，页中级目录，页表等几级的分页机制来实现的，但是基本的工作原理是不会变的。
分页机制的实现需要硬件的实现，这个硬件名字叫做MMU(Memory Management Unit)，他就是专门负责从虚拟地址到物理地址转换的，也就是从虚拟页找到物理页。
文章出处
http://blog.chinaunix.net/uid-26611383-id-3761754.html