进程与页目录

LINUX的分段策略

　　Linux在X86上采用最低限度的分段机制，其目的是为了避开复杂的分段机制，提高Linux在其他不支持分段机制的硬件平台的可移植性，同时又充分利用X86的分段机制来隔离用户代码和内核代码。因此，在Linux上，逻辑地址和线性地址具有相同的值。
　　由于X86的GDT最大表长为64KB，每个段描述符为8B，所以GDT最多能够容纳8192个段描述符。每产生一个进程，Linux为该进程在GDT中创建两个描述符：LDT段描述符和TSS描述符，除去Linux在GDT中保留的前12项，GDT实际最多能容纳4090个进程。Linux的内核自身有独立的代码段和数据段，其对应的段描述符分别存储在GDT中的第2项和第3项。每个进程也有独立的代码段和数据段，对应的段描述符存储在它自己的LDT中。有关LinuxGDT表项和DLT表项分布情况参见附表1，附表2所示。
　　在Linux中，每个用户进程都可以访问4GB的线性地址空间。其中0x0~0xBFFFFFFF的3GB空间为用户态空间，用户态进程可以直接访问。从0xC0000000~0x3FFFFFFF的1GB空间为内核态空间，存放内核访问的代码和数据，用户态进程不能直接访问。当用户进程通过中断或系统调用访问内核态空间时，会触发X86的特权级转换（从特权级3切换到特权级0），即从用户态切换到内核态。

LINUX的分页策略

　　标准Linux的分页是三级页表结构，除了X86支持的页目录和页，还有一级被称为中间页目录。因此，线性地址在转换为物理地址的过程中，线性地址就被解释为四个部分（不是X86所认识的三个部分），增加了页中间目录中的索引。当运行在X86平台上时，Linux通过将中间页目录最大的页目录项个数定义为1，并提供一组相关的宏（这些宏将中间页目录用页目录来替换）将三级页面结构分解过程完美的转换为X86使用的二级页面分解。这样，无需改动内核中页面解释的主要代码（这些代码都是认为线性地址由四个部分组成）。关于这些宏定义参见Linux源码"/include/asm/pgtable.h"，"/include/asm/page.h"。
　　内核态虚拟空间从3GB到3GB+4MB的一段（对应进程页目录第768项指引的页表），被映射到物理地址0x0~0x3FFFFF（4MB）。因此，进程处于内核态时，只要通过访问3GB到3GB+4MB就可访问物理内存的低4MB空间。所有进程从3GB到4GB的线性空间都是一样的，由

 

windows 每个进程都有自己的4G地址空间，从 0x00000000-0xFFFFFFFF 。通过每个进程自己的一套页目录和页表来实现。由于每个进程有自己的页目录和页表，所以每个进程的地址空间映射的物理内存是不一样的。两个进程的同一个虚拟地址处（如果都有物理内存映射）的值一般是不同的，因为他们往往对应不同的物理页。