Linux内核：分段和分页的区别

首先说明内核的保护模式和是模式，在计算机刚刚启动的时候处于实模式，在该模式下cpu产生20位的地址，然后计算机经过某种变换转换到保护模式。保护模式下cpu产生32位的地址，也就是说从实模式到保护模式，cpu的寻址空间扩大了。

在计算的发展的初期，intel 8086是16位的cpu，它只能运行在实模式下。在该模式下其寄存器是16位的，但是为了可以寻址20位的地址空间，所以采用了内存的分段模式。

物理内存地址=段基址×16+偏移 这样可以寻址20位的地址空间。

关于现代计算机内存的分段机制，也是为了向下兼容的需要。单纯的向下兼容或许还不够有说服力，因为在现代cpu中产生的就是32的地址，而由分段机制产生的线性地址也是32位的。32位的地址完全可以访问4G内存的任何一个地方，看上去分段机制好像完全没有了作用，其实不然。在多线程，多任务的 *** 作系统中，一个地址能否被一个进程写入，能被什么优先级的进程访问，是否允许执行这些问题有出来了。而解决这些问题需要在地址上添加一些属性，也就是说其地址应该还是高于32位的。这时候有体现了分段机制的作用。

关于分页机制。由分页机制产生线性地址，加入没有分页，这个线性地址就是物理地址。而分页机制就是把线性地址装换成物理地址。关于其原因，一方面在进程产生子进程的时候，会复制内存页，而父子进程无论是代码数据还是产生的地址都是一样的，这样为创建进程提供了便利，可以不必考虑进程在内存中分布的情况而产生地址，至于父子进程的真实物理地址在哪里，那是mmu（内存控制单元）的问题。另一方面，由于进程不知道真实的物理地址子啊什么地方，也为 *** 作系统提高了安全性。

C语言程序编写、调试、优化都在Linux，那么当Linux的 *** 作系统中被C语言调用的某一个控件的代码文件没了，Linux系统是能运行的但是C程序生存的"*.*"文件就不能执行了，得必须返回到C语言或反汇编中检查调用调试系统文件情况。

比如在C++里有句dos语句"system("md

book")"，在当前目录建立"book"文件夹，那么就是C++调用 *** 作系统的dos模块命令集中"md"建文件夹的命令，那么加入某个Linux

*** 作系统内有dos模块，那这句可以运行，那么，问题来了，有些Windows *** 作系统已经把dos模块优化了，当然"system("md

book")"这句在系统里找dos的"md"命令就是空命令了。该例子与内存机制无关，当然也有有关的。

总之，C语言编写、调试、优化需要在多种系统内验证，否则还是存在一些移植性的问题。

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