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我们知道，内存可以看做一个很是大的数组，我们想要查找内存中某个元素的话，会通过数组的下标来指定，内存也是云云，不过这有一个条件是这个数组是由一组有序的字节组成的，在这个有序的字节数组中，每个字节都有一个唯一的地点，这个地点也叫做内存地点 。
内存中存储着许多工具，每个工具是由差别字节组成的，好比一个 char 工具，一个 byte 工具，一个 int 工具等等，它们都分部在内存的各个位置中，CPU 对内存中这些工具的地点举行定位的操作就叫做内存寻址 。内存总线宽度决议了可以寻址几多位的内存地点，从地点0最先盘算 。由于 80X86 是 32 位的，以是总线宽度也是 32 位，因此一共有 2 ^ 32 个内存地点，以是总共可以存放 4GB 的内存地点 �？梢酝ü涣哪诖娴氐憷刺崛《喔鲎纸诘氖堇嘈�，好比 int、long、double 。
虽然能够寻址到工具，可是这些工具存放的字节顺序是差别的，这里分为两种存放方法，即大端法和小端法 。
好比现在有一个 int 类型的工具，位于地点 0x100 处，它的十六进制数值是 0x01234567，我给你画一幅图你就明确这两个存放顺序的区别了 。
这个着实很好明确，0x01234567 的 int 数据类型可以拆分为 01 23 45 67 个字节，并且 01 是高位，67 是低位，于是可以诠释小端法和大端法的存储顺序：即小端法是低位在前，而大端法是高位在前 。大端法和小端法只是存储顺序的区别，和工具的位数、数值无关 。大大都 Intel 机械都接纳的是小端模式，以是 80X86 也是小端存储，而一些 IBM 和 Oracle 的大大都机械都是使用的大端存储方法 。
由于盘算机是无法直接将内存中的数据一次性所有寻址完毕，由于它相对着实太过重大，以是内存一样平常会举行分段，这里就涉及一个疑问：即内存为什么要分段 。我上面只是笼统的先容了下 。
内存为什么要分段？
https://www.php.cn/link/d005ce7aeef46bd18515f783fb8e87fa
使用分段机制，内存空间被划分为线性区域，每个线性区域可以通过段基址加上段内偏移来定位 。段基址部分由 16 位的段选择符来指定，其中 14 位是可以选择 2 ^ 14 次方即 16384 个段，段内偏移地点部分使用 32 位的值来指定，因此段内地点可以是 0 – 4G ，一个段的最大长度是 4 GB，这也就和上面所说的 4 GB 的内存地点相呼应 。由 16 位段和 32 位段内偏移组成的 48 位地点或长指针称为一个逻辑地点，逻辑地点就是虚拟地点 。
X86架构中有六个特殊的寄存器用于存放段基址，它们划分是CS、DS、ES、SS、FS和GS 。其中 CS 用于寻址代码段，SS 用于寻址客栈段，其他寄存器用于寻址数据段 。在任何指准时刻由 CS 寻址的段称为目今代码段 。目今代码段内下一条需要执行的指令的偏移地点已经保存于EIP寄存器中 。此时的段基址：偏移地点就可以体现为 CS:EIP 了 。
由段寄存器 SS 寻址的段称为目今客栈段，栈顶由 ESP 寄存器给出，在任何时刻 SS：ESP 都指向栈顶，并且没有破例情形，其他四个是通用数据段寄存器，当指令中默认没有数据段时，由 DS 给出 。
地点转换
通常，一个完整的内存治理系统由两个组成部分组成：会见�；ず偷氐阕� 。会见�；な俏吮苊庖桓鲇τ贸绦蚧峒哪诖娴氐闶橇硪豢槌绦蛩褂玫�；地点转换就是给差别的应用程序提供一个动态的地点分派方法 。会见�；ず偷氐阕皇窍喔ㄏ喑傻� 。
地点转换通常以内存块作为基本单位，这里诠释下什么是块，各人知道在 Linux 中，一切都是文件，而文件就是由一个个的块组成的，块（block）是用于形貌文件系统的组成单位，也是数据处理的基本单位 。常见的块有差别巨细，如 512B、1KB、4KB 等，虽然块是基本单位，但它实质上是由一个个扇区组成的 。
地点转换有两种实现方法：分段机制和分页机制 。x86 在内存治理的实现方法团结了分段和分页机制，下面是虚拟地点经太过段和分页后转换为物理地点的映射图
针对这张图，有须要诠释一下：
首先，这张图包括三个地点和这三个地点的转换历程，从概略上来看，逻辑地点会经太过段基址转换后变为线性地点，线性地点是�；つＪ较碌亩位� + 段内偏移，因此这张图是�；つＪ较碌牡氐阕煌� 。线性地点会经太过页机制后转换为物理地点，条件是需要开启分页机制；若是没有开启分页机制，线性地点 = 物理地点 。
需要再说一下逻辑地点，逻辑地点内里包括段选择子和段内偏移，段选择子这个看法我刚最先接触也较量模糊，简朴一点来说可以把它明确为是�；つＪ较碌亩位�，各人知道段基址是 16 位的，而段内偏移是 32 位的 。
许多书或者文章中都提到了段选择符，着实段选择子就是段选择符，这完全是翻译问题，英文都是 selector 。
后面会提到段形貌符，段形貌符和段选择子不是一回事，但段选择子是一个 16 位的段形貌符 。
再和各人说一下这个图上没有写出来的内容，现在各人知道逻辑地点可以转换为线性地点，线性地点可以转换为物理地点，那么泉源是怎样转换的呢？现实上这里使用的方法是 MMU（内存治理单位）举行转换；而线性地点转换为物理地点使用的是分页单位的硬件电路 。本文的重点不在于讨论详细的转换历程，而是将重点放在分段和分页这两个机制上 。
下面来详细聊一聊分段和分页这两个机制 。
分段机制
这里推荐各人先看一下我写的 “内存为什么要分段” 的那段形貌 。
https://www.php.cn/link/d005ce7aeef46bd18515f783fb8e87fa
多个程序在统一个内存空间中运行，不会相互滋扰，这是由于分段提供了隔离代码、数据和客栈区域的机制 。若是 CPU 中有多个程序或者使命正在运行，那么每个程序都可以分派各自的一套段（包括程序代码、数据和客栈），CPU 通过增强段之间的界线来抵达避免应用程序相互滋扰的目的 。
一个系统中所有使用的段都包括在 CPU 的线性地点空间中 。为了定位指定段中的字节，程序必需提供逻辑地点才华举行转换 。逻辑地点包括段选择子和段内偏移，每个段都有一个段形貌符，段形貌符用于指出段的巨细、会见权限和段的特权级、段类型以及段第一个字节在线性地点空间中的位置（段基址） 。逻辑地点的偏移量部分加到段基址上就可以定位段中某个字节的位置，因此段基址 + 偏移量形成了 CPU 线性地点空间中的地点 。
线性地点空间与物理地点空间具有相同的结构，可是它们所能容纳的段相差甚远，虚拟地点也就是逻辑地点空间可包括最多 16 K 的段，而每个段可容纳的巨细为 4 GB ，以是虚拟地点总共能查找到 64TB（2 ^ 46） 的段，线性地点和物理地点的空间是 4GB （2 ^ 32） 。以是，若是禁用了分页机制，那么线性地点空间就是物理地点空间 。
这幅图就是逻辑地点 -> 线性地点 -> 物理地点的映射图，GDT 表和 LDT 表各占一半的地点空间，各为 8192 个段，每个段最长为 4 G，从 GDT 表照旧 LDT 表盘问，详细从哪个表查照旧要看段选择子的 TI 属性，段选择子的结构如下所示
段选择子总共分为三个部分：
RPL（Request Privilege Level）：请求特权级，体现历程应该以什么权限来会见段，数值越大权限越小 。
TI（Table Indicator）：体现应该盘问哪个表，TI = 0 查 GDT 表；TI = 1 查 LDT 表 。
Index：CPU 会自动将 Index * 8，在加上 GDT 和 LDT 中的段基址，就是要加载的段形貌符 。
这里没有太详尽的详解一下段形貌符，由于此篇照旧偏向于内存治理，没有太执着于某个细节 。
在GDTR中，段选择子和偏移量组成的逻辑地点可以合成段形貌符，并直接生涯 。段选择子和段内偏移经由 MMU 后可以转换成为线性地点 。
分页机制
上面我们说到，线性地点是由逻辑地点转换过来的，若是禁用了分页机制，线性地点就是物理地点，若是开启分页机制，线性地点和逻辑地点空间的数目照旧差别的 。一样平常程序都是多使命的，而多使命通常界说的线性地点空间要比物理内存容量大得多，为什么呢？地点转换映射图上画着显着线性地点和物理地点都是 4G 的巨细啊 。那是由于，线性地点被虚拟存储手艺所虚拟化了 。
虚拟存储是一种内存治理手艺，使用这项手艺可以让我们爆发内存空间要比现实的物理内存容量大的多的错觉，其实质是把内存虚拟化了，就是说内存可能只有 4G，可是你以为内存有 64 G，以是我为什么能开那么多应用程序的缘故原由 。
分页机制着实就是虚拟化的一种实现，在虚拟化的情形中，大宗的线性地点空间会映射到一小块物理内存（RAM 或者 ROM）中 。当举行分页时，每个段被支解为页面（通常是4K），这些页面会被存储在物理内存或磁盘上 。操作系统通过使用一个页目录和页表来维护这些页面 。当程序试图会见线性地点空间中的某一个地点位置时，CPU 就会使用页目录和页表把这个线性地点转换成物理地点，再存储在物理内存上 。
若是目今会见的页面不在物理内存中，CPU 就会执行中止，一样平常过失就是页面异常，然后操作系统会把这个页面从硬盘上读入物理内存中，然后继续从中止处执行程序 。操作系统经常频仍举行页面换入和换出，这也成为一个性能瓶颈 。
在分段中，每个段的长度是不牢靠的，最大长度为4G；而在分页中，每个页面的巨细是牢靠的 。岂论在物理内存照旧磁盘上，使用牢靠巨细的页面更适合治理物理内存；而分段机制使用巨细可变的块更适合处理重大系统的逻辑分区 。
只管分段和分页是两种差别的地点转换机制，但它们在整个地点变换历程中被自力处理，每个历程都是自力的 。这两种机制都使用了一种中央表来存储表项映射，可是这其中央表的结构是差别的 。段表保存线性地点空间中，页表则存储在物理地点空间 。
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80×86拥有两种�；せ�，其中一种是通过为每个使命分派差别的虚拟地点空间来实现使命之间的完全隔离 。这是通过给每个使命逻辑地点到物理地点的差别变换获得的，每个应用程序只能会见自己虚拟空间内的数据和指令，只能通过它自己的映射获得物理地点；第二种机制是�；な姑�，�；げ僮飨低车哪诖娑魏鸵恍┨厥饧拇嫫鞑换岜挥τ贸绦蛩峒� 。下面我们就来详细探讨一下这两个使命 。
使命之间的�；�
每个使命会单独的放在自己的虚拟地点空间中，再经由硬件映射成为物理地点，差别的虚拟地点会变换成为差别的物理地点，不会保存 A 的虚拟地点会映射到 B 所在的物理地点的规模内，这样就会把所有的使命都阻遏开，且差别使命之间不会相互滋扰 。
每个使命都有各自的映射表、段表和页表，当 CPU 切换差别的应用程序或使命时，这些表也会举行切换 。
虚拟地点是操作系统的笼统，也就是说虚拟地点完全是操作系统所笼统出来能够更好治理应用程序和使命的一个载体，每个使命都可以把逻辑地点映射成为虚拟地点，这也批注每个使命都可以会见操作系统，操作系统可以被所有的使命所共享 。这个所有使命都具有相同虚拟地点空间的部分被称为全局地点空间（Global address space），Linux 就使用到了全局地点空间 。
全局地点空间中每个使命都有自己的唯一的虚拟地点空间，这个虚拟地点空间叫做局部地点空间（Local address space） 。
内存段和寄存器的特殊�；�
若是将操作系统在差别使命之间的�；け扔魑嵯虮；�，那么对内存段和寄存器的�；た煽醋魇亲菹虮；� 。为了限制对使命中各段的会见，操作系统设定了4个特权级别，以�；っ扛鍪姑� 。
优先级分为 4 个品级，0 最高，3 最低 。一样平常最敏感的数据会被付与最高优先级，它们只能被使命中最受信托的部分会见，不太敏感的数据会付与低优先级；内核操作系统会见一样平常是 0 级，应用程序数据一样平常是 3 级 。每个内存段都与一个特权级相关联 。
我们知道 CPU 通过 CS 从段中取得指令和数据执行，从段中取得的指令和数据是具有特权级的，一样平常用目今特权级（Current Privilege Level）来会见，CPL 就是目今运动代码的特权级 。当应用程序实验会见段时，将与该特权级举行较量，只有低于该段的特权级才华会见 。
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