《程序员的自我修养》中介绍详细
带着相关问题分析：
1>为什么要引入虚拟内存
2>内存分布及各部分详解
3>分页分段机制
4>如何进行地址映射
Q:为什么要有虚拟内存？？
A:有了虚拟内存，每个进程都独享一个较大的空间，这样能够用占用内存更大的程序。
虚拟内存分布图
128M预留空间：禁止访问
.text(代码段)
可执行文件加载到内存中的只有数据和指令之分，而指令被存放在.text段中，一般是共享的，编译时确定,只读，不允许修改
.data
存放在编译阶段(而非运行时)就能确定的数据,可读可写。也就是通常所说的静态存储区,赋了初值的全局变量和赋初值的静态变量存放在这个区域,常量也存放在这个区域
.bss段
通常用来存放程序中未初始化以及初始化为0的全局/静态变量的一块内存区域，在程序载入时由内核清0
.heap(堆)
用于存放进程运行时动态分配的内存，可动态扩张或缩减，这块内存由程序员自己管理，通过malloc/new可以申请内存，free/delete用来释放内存，heap的地址从低向高扩展，是不连续的空间
.stack(栈)
记录函数调用过程相关的维护性信息，栈的地址从高地址向低地址扩展，是连续的内存区域.bss段的意义探索：
使用objdump查看各个段的信息：
size为该段大小，VMA虚拟内存空间，LMA加载内存地址，File off在文件中的偏移（编译过程中不分配内存）
注意：
1>.text偏移不是0==>ELF Header(大小是52字节)
2>.bss段没有和下一个段偏移相同==>文件中么有》》》??放哪里了
test.o文件：
-----------
ELF Header-----0x00000000 ==>段表位置，段表描述符数量，大小，ELF文件大小等
.text
.data
.bss
...
.Section table ==>段表？？？各个段信息
.systab ==>符号表 //变量 方法
.rel.test ==>重定位表
------------段表：
偏移 0XF4==>段表位置
.bss段里数据都是0,所以没有必要在文件中分配位置节省.o文件的大小，但是必须得知道有这么个东东，所以段表就完成了这工作。
提到符号表和重定位表：
.o文件的链接：
合并所有obj文件的段，调整偏移和段长，合并符号表并进行符号解析，分配虚拟内存（链接的核心就是符号重定位）
地址映射
内存管理==>软硬结合：硬件（MMU内存管理单元）+软件（页表等信息）
实模式：物理内存 = 段地址DS左移4位 + IP（逻辑地址）
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why?： 搜噶！
实模式依然是段式管理，存在着段寄存器和IP寄存器。32位系统的地址总线是20条，但是段寄存器是从X86体系下继承过来的，那么段寄存器的大小是16位，规定每个内存段的起始地址必须是16的倍数，那么一个段的物理内存为2^16=64K。但是20和16明显对比不上。怎么办呢？让我们来看看16的二进制写法，0010 000。也就是低4位全部为0。那么20位的低4为全部为0，剩下的高16位就能够放进去了。所以寻址方式成了这个样子：如果要寻找某个数据的内存，那么要从DS寄存器里找，DS寄存器里放的是高16位，那么得左移4位得到所在段的地址，再加上IP寄存器里的偏移量，最后获得数据的地址，也就是物理地址。
开机时强制进入实模式，1M大小内存 ==> 加载完OS后就进入保护模式。
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保护模式：增加了两个寄存器 = GDT（全局的段描述符表的地址）+LDT（局部）
保存了内存的起始地址 内存段大小 访问权限
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段寄存器：（16位） 但是（IP是32位）
15 1 0
|。。。。。。。。。。|TI| RPL|
低两位：RPL表示权限级别==00内核态 11表示用户态
TI ：0使用GDTR 1使用LDTR
其他13位表示8192个描述符表（系统已经用了12个）
CPU其他重要寄存器：
CR0：最高位叫PG位，0：未开启分页机制，1：开启分页机制
CR2：发生缺页异常的虚拟地址
CR3：页目录的起始地址
CR4：PAE位 物理地址扩展 0：未开启 1：开启
地址映射：
--
GDT[DS>>3].baseadd(基址) + IP(逻辑地址) == 线性地址
如果没有开启页表机制==> 线性地址==物理地址
如果开启页表机制==> 线性地址 == 虚拟地址
32位的虚拟地址分3 份 ： 10 + 10 + 12
页目录下标1024 页表下标1024 页面上的偏移(4K)
1024*1024*4K==>>4G
得到物理地址