2.1 Linux内存管理的基本框架
Linux内核的设计要考虑在各种不同的CPU上的实现，还要考虑64位CPU，所以不能仅仅针对i386结构来设计它的映射机制，要以一种假象的、虚拟的CPU和MMU（内存管理单元）为基础，设计出一种通用模型。在32位的内存空间下，两层映射系统比较有效，但是在64位内存空间下，两层映射会降低内存空间的效率。因此，Linux内核的映射机制设置为三层，在页面目录和页面表之间加入了一层“中间目录”。PGD、PMD、PT均为数组。相应的，在逻辑上也把线性地址从高到低划分为4个位段，分别用作目录PGD中下标、中间目录PMD中的下标、页面表中的下标、以及物理页面内的位移。
但是，这个虚拟的映射模型必须落实到具体的CPU和MMU物理映射机制。这里主要介绍了32位地址的二层映射：
#define PGDIR_SHIFT 22 //线性地址中PGD下标的起始位置，PGD位于线性地址的最高字段，因此PGD位22位到31位，一共10位。
#define PTRS_PER_PGD 1024 //PGD表中指针的个数位1024个，2的10次方。在32位系统中指针大小为4字节，因此PGD表大小4KB
/*
* The i386 is two-level,so wo don't really have any
* PMD direcotary physically.
*/
#define PMD_SHIFT 22 //PMD下标起始位置也为22，表示PMD长度为0。每个PMD表项的大小和PGD是一样的。
#define PTRS_PER_PMD 1 //每个PMD表中只有一个PMD表项，只有一个PT表指针。
#define PTRS_PER_PTE 1024 这样，上述的4步映射过程对于内核（软件）和i386MMU就成为：
- 内核为MMU设置好映射目录PGD，MMU用线性地址中的最高的那一个位段（10位）作为下标在PGD中找到的表项。该表项逻辑上指向一个中间目录PMD，但是物理位置上直接指向相应的页表，MMU并不知道PMD的存在。
- PMD只是逻辑上存在，既对内核软件概念上的存在，但是表中只有一个表项，而所谓的映射就是保持原值不变；现在一转手却指向页表了。
- 内核为MMU设置好了所有的页面表，MMU用线性地址中的PT位段作为下标在相应页面表中找到相应的表项PTE，该表项中存放的就是指向物理页面的指针。
- 线性地址中最后位段为物理页面内的相对位移量，MMU将此位移量与物理页面的起始地址相加便得到相应的物理地址。
32位地址意味着4G字节的虚拟空间，Linux内核将最高的1G（虚地址 0xC0000000~0xFFFFFFFF)用于内核本身，称为“系统空间”，剩下的3G的空间（虚地址 0x0~0xBFFFFFFF）用作各个进程的“用户空间”。
虽然系统空间占据了最高的1G空间，但是物理的内存总是从最低的地址开始。因此，对于内核来说，其地址的映射是简单的线性映射：
#define __PAGE_OFFSET (0xC0000000)
#define PAGE_OFFSET ((unsigned long)__PAGE_OFFSET)
#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET)) 每个进程都有自己的页面目录表PGD，在切换进程时也要将进程的PGD加载到CR3寄存器中，而内核记录的是PGD的虚拟地址，CR3需要的是物理地址，这时候就要用到__pa()了：
asm volatile("movl %0,%%cr3": :"r"(__pa(next->pgd)));//next->pgd 表示下一个进程的页面目录起始地址。