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写在前面：由于地址映射涉及到各种寄存器的设置访问，Linux对于不同体系结构处理器的地址映射采用不同的方法，例如对于i386及后来的32位的Intel的处理器在页式映射时采用的是2级页表映射，而对于IA64的处理器则采用3级分页。对于其他类型的处理器，例如MK68000等其他许多处理器，在地址映射时则忽略了段式映射，只是因为Intel的X86系列需要兼容早期的段式映射，才在后来的设计中即使用了段式映射，也采用了页式映射。以后关于Linux的笔记，除特别说明外，均是在i386体系结构之上，笔记中所有源码除特别说明外均摘自linux-2.4.0源码树。
现代操作系统在内存管理上均使用高效的页式管理，Linux也不例外。对于i386处理器则有些例外，为了兼容早期的处理器，Intel强制要求必须先经过段式映射。在地址映射时，虚拟地址被划分成固定的页面大小，由MMU将虚拟地址映射到实际的物理地址。在访问一个虚拟地址表示的内存空间中，CPU必须经过若干次的内存访问才能完成映射，具体访问次数为N+1（N为页表级数），同时还需要N次加法运算。
在Linux进行段式映射和页式映射之前，需要搞清楚X86系列的地址描述方式：
include/asm-i386/processor.h
#define start_thread(regs, new_eip, new_esp) do { __asm__("movl %0,%%fs ; movl %0,%%gs": :"r" (0)); set_fs(USER_DS); regs->xds = __USER_DS; regs->xes = __USER_DS; regs->xss = __USER_DS; regs->xcs = __USER_CS; regs->eip = new_eip; regs->esp = new_esp; } while (0)
从代码可以看出，Linux将i386处理器的DS，ES，SS寄存器均设置为USER_DS，这表示在Linux中对于进程的代码段，数据段和堆栈段是不区分的。__USER_CS和__USER_DS的设置位于include/asm-i386/segment.h
include/asm-i386/segment.h #ifndef _ASM_SEGMENT_H #define _ASM_SEGMENT_H #define __KERNEL_CS 0x10 #define __KERNEL_DS 0x18 #define __USER_CS 0x23 #define __USER_DS 0x2B #endif
由以上代码可以看出，CS寄存器中的内容是0x23，通过段寄存器各位的含义可知，CPU以4作为下标，从全局描述符表GDT中寻找段描述选项，GDT的内容在arch/i386/kernel/head.S中定义
arch/i386/kernel/head.S
ENTRY(gdt_table)
.quad 0x0000000000000000 /* NULL descriptor */
.quad 0x0000000000000000 /* not used */
.quad 0x00cf9a000000ffff /* 0x10 kernel 4GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cf92000000ffff /* 0x18 kernel 4GB data at 0x00000000 */
.quad 0x00cffa000000ffff /* 0x23 user 4GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cff2000000ffff /* 0x2b user 4GB data at 0x00000000 */
.quad 0x0000000000000000 /* not used */
.quad 0x0000000000000000 /* not used */
/*
* The APM segments have byte granularity and their bases
* and limits are set at run time.
*/
.quad 0x0040920000000000 /* 0x40 APM set up for bad BIOS‘s */
.quad 0x00409a0000000000 /* 0x48 APM CS code */
.quad 0x00009a0000000000 /* 0x50 APM CS 16 code (16 bit) */
.quad 0x0040920000000000 /* 0x58 APM DS data */
.fill NR_CPUS*4,8,0 /* space for TSS‘s and LDT‘s */
include/asm-i386/mmu_context.h
static inline void switch_mm(struct mm_struct *prev, struct mm_struct *next, struct task_struct *tsk, unsigned cpu)
{
if (prev != next) {
/* stop flush ipis for the previous mm */
clear_bit(cpu, &prev->cpu_vm_mask);
/*
* Re-load LDT if necessary
*/
if (prev->context.segments != next->context.segments)
load_LDT(next);
#ifdef CONFIG_SMP
cpu_tlbstate[cpu].state = TLBSTATE_OK;
cpu_tlbstate[cpu].active_mm = next;
#endif
set_bit(cpu, &next->cpu_vm_mask);
/* Re-load page tables */
asm volatile("movl %0,%%cr3": :"r" (__pa(next->pgd)));
}
#ifdef CONFIG_SMP
else {
cpu_tlbstate[cpu].state = TLBSTATE_OK;
if(cpu_tlbstate[cpu].active_mm != next)
BUG();
if(!test_and_set_bit(cpu, &next->cpu_vm_mask)) {
/* We were in lazy tlb mode and leave_mm disabled
* tlb flush IPI delivery. We must flush our tlb.
*/
local_flush_tlb();
}
}
#endif
}
#define activate_mm(prev, next) switch_mm((prev),(next),NULL,smp_processor_id())
#endif
重点关注其中的asm volatile("movl %0,%%cr3": :"r" (__pa(next->pgd)));它实现的功能即为将页目录指针读入CR3寄存器中。通过线性地址的最高10位可以从页面目录中知道具体的目录项，在找到进程的目录项之后，在目录项中，高20位指向页面表，在得到页面表之后，CPU再从线性地址的中间10位得到页表中的表项。在32位处理器上页表中的高20位指向物理内存的初始地址，在其后添加12个0，然后加上线性地址中的低12位（即为线性地址中的偏移量），这样就得到了一个具体的物理地址了。
在地址映射这个问题上，内核只提供页表，实际的转换是由硬件去完成的。那么内核如何生成这些页表呢？这就有两方面的内容，虚拟地址空间的管理和物理内存的管理。实际上只有用户态的地址映射才需要管理，内核态的地址映射是写死的即为[0xC000 0000] (3 GB)到[0xFFFF FFFF] (4 GB)。在这一部分中，内核要实现的一个重要功能就是通过高速缓存来提高查找速度。
参考资料：
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原文地址：http://www.cnblogs.com/elvalad/p/4052549.html
