Linux 使用分段 + 分页，这简化了表示法。
Linux 仅使用 4 个段
__
4 GB--->| | |
| Kernel | | Kernel Space (Code + Data/Stack)
| | __|
3 GB--->|----------------| __
| | |
| | |
2 GB--->| | |
| Tasks | | User Space (Code + Data/Stack)
| | |
1 GB--->| | |
| | |
|________________| __|
0x00000000
Kernel/User Linear addresses
同样，Linux 使用 3 级分页来实现分页，但在 i386 架构中，实际上只使用了 2 级
------------------------------------------------------------------
L I N E A R A D D R E S S
------------------------------------------------------------------
\___/ \___/ \_____/
PD offset PF offset Frame offset
[10 bits] [10 bits] [12 bits]
| | |
| | ----------- |
| | | Value |----------|---------
| | | | |---------| /|\ | |
| | | | | | | | |
| | | | | | | Frame offset |
| | | | | | \|/ |
| | | | |---------|<------ |
| | | | | | | |
| | | | | | | x 4096 |
| | | PF offset|_________|------- |
| | | /|\ | | |
PD offset |_________|----- | | | _________|
/|\ | | | | | | |
| | | | \|/ | | \|/
_____ | | | ------>|_________| PHYSICAL ADDRESS
| | \|/ | | x 4096 | |
| CR3 |-------->| | | |
|_____| | ....... | | ....... |
| | | |
Page Directory Page File
Linux i386 Paging
Linux 仅使用分页来管理访问控制，因此不同的任务将具有相同的段地址，但 CR3（用于存储页目录地址的寄存器）不同，指向不同的页表项。
在用户模式下，任务无法突破 3 GB 限制 (0 x C0 00 00 00)，因此只有前 768 个页目录项是有意义的（768*4MB = 3GB）。
当任务进入内核模式（通过系统调用或 IRQ）时，其他 256 个页目录项变得重要，它们指向与所有其他任务（与内核相同）相同的页面文件。
请注意，内核（且仅内核）线性空间等于内核物理空间，因此
________________ _____
|Other KernelData|___ | | |
|----------------| | |__| |
| Kernel |\ |____| Real Other |
3 GB --->|----------------| \ | Kernel Data |
| |\ \ | |
| __|_\_\____|__ Real |
| Tasks | \ \ | Tasks |
| __|___\_\__|__ Space |
| | \ \ | |
| | \ \|----------------|
| | \ |Real KernelSpace|
|________________| \|________________|
Logical Addresses Physical Addresses
线性内核空间对应于物理内核空间向下平移 3 GB（实际上，页表类似于 { "00000000", "00000001" }，因此它们不进行虚拟化，它们仅报告从线性地址获取的物理地址）。
请注意，内核空间和用户空间之间不会发生“地址冲突”，因为我们可以使用页表来管理物理地址。
我们从 kmem_cache_init 开始（由 start_kernel [init/main.c] 在启动时启动）。
|kmem_cache_init |kmem_cache_estimate
kmem_cache_init [mm/slab.c]
kmem_cache_estimate
现在我们继续 mem_init（也由 start_kernel[init/main.c] 启动）
|mem_init
|free_all_bootmem
|free_all_bootmem_core
mem_init [arch/i386/mm/init.c]
free_all_bootmem [mm/bootmem.c]
free_all_bootmem_core
在 Linux 下，当我们想要分配内存时，例如在“写时复制”机制期间（参见第 10 章），我们调用
|copy_mm
|allocate_mm = kmem_cache_alloc
|__kmem_cache_alloc
|kmem_cache_alloc_one
|alloc_new_slab
|kmem_cache_grow
|kmem_getpages
|__get_free_pages
|alloc_pages
|alloc_pages_pgdat
|__alloc_pages
|rmqueue
|reclaim_pages
函数可以在以下位置找到
TODO：理解 Zones（区域）
交换由 kswapd 守护进程（内核线程）管理。
与其他内核线程一样，kswapd 也有一个主循环，等待唤醒。
|kswapd
|// initialization routines
|for (;;) { // Main loop
|do_try_to_free_pages
|recalculate_vm_stats
|refill_inactive_scan
|run_task_queue
|interruptible_sleep_on_timeout // we sleep for a new swap request
|}
当我们必须访问物理内存中不存在的页面时，才需要交换。
Linux 使用 ''kswapd'' 内核线程来执行此目的。当任务收到缺页异常时，我们执行以下操作
| Page Fault Exception
| cause by all these conditions:
| a-) User page
| b-) Read or write access
| c-) Page not present
|
|
-----------> |do_page_fault
|handle_mm_fault
|pte_alloc
|pte_alloc_one
|__get_free_page = __get_free_pages
|alloc_pages
|alloc_pages_pgdat
|__alloc_pages
|wakeup_kswapd // We wake up kernel thread kswapd
Page Fault ICA