linux的內存管理主要分為兩部分：物理地址到虛擬地址的映射，內核內存分配管理（主要基於slab）。
1、概念
物理地址(physical address)
用於內存芯片級的單元尋址，與處理器和CPU連接的地址總線相對應。——這個概念應該是這幾個概念中最好理解的一個，但是值得一提的是，雖然可以直接把物理地址理解成插在機器上那根內存本身，把內存看成一個從0字節一直到最大空量逐字節的編號的大數組，然後把這個數組叫做物理地址，但是事實上，這只是一個硬件提供給軟件的抽像，內存的尋址方式並不是這樣。所以，說它是“與地址總線相對應”，是更貼切一些，不過拋開對物理內存尋址方式的考慮，直接 把物理地址與物理的內存一一對應，也是可以接受的。也許錯誤的理解更利於形而上的抽像。
虛擬內存(virtual memory)
這是對整個內存（不要與機器上插那條對上號）的抽像描述。它是相對於物理內存來講的，可以直接理解成“不直實的”，“假的”內存，例如，一個0×08000000內存地址，它並不對就物理地址上那個大數組中0×08000000 – 1那個地址元素；
之所以是這樣，是因為現代操作系統都提供了一種內存管理的抽像，即虛擬內存（virtual memory）。進程使用虛擬內存中的地址，由操作系統協助相關硬件，把它“轉換”成真正的物理地址。這個“轉換”，是所有問題討論的關鍵。有了這樣的抽像，一個程序，就可以使用比真實物理地址大得多的地址空間。（拆東牆，補西牆，銀行也是這樣子做的），甚至多個進程可以使用相同的地址。不奇怪，因為轉換 後的物理地址並非相同的。可以把連接後的程序反編譯看一下，發現連接器已經為程序分配了一個地址，例如，要調用某個函數A，代碼不是call A，而是call 0×0811111111 ，也就是說，函數A的地址已經被定下來了。沒有這樣的“轉換”，沒有虛擬地址的概念，這樣做是根本行不通的。
打住了，這個問題再說下去，就收不住了。
邏輯地址(logical address)
Intel為了兼容，將遠古時代的段式內存管理方式保留了下來。邏輯地址指的是機器語言指令中，用來指定一個操作數或者是一條指令的地址。以上例，我們說的連接器為A分配的0×08111111這個地址就是邏輯地址。——不過不好意思，這樣說，好像又違背了Intel中段式管理中，對邏輯地址要求，“一個邏輯地址，是由一個段標識符加上一個指定段內相對地址的偏移量，表示為 [段標識符：段內偏移量]，也就是說，上例中那個0×08111111，應該表示為[A的代碼段標識符: 0x08111111]，這樣，才完整一些”
線性地址(linear address)或也叫虛擬地址(virtual address)
跟邏輯地址類似，它也是一個不真實的地址，如果邏輯地址是對應的硬件平台段式管理轉換前地址的話，那麼線性地址則對應了硬件頁式內存的轉換前地址。
CPU將一個虛擬內存空間中的地址轉換為物理地址，需要進行兩步：首先將給定一個邏輯地址（其實是段內偏移量，這個一定要理解！！！），CPU 要利用其段式內存管理單元，先將為個邏輯地址轉換成一個線程地址，再利用其頁式內存管理單元，轉換為最終物理地址。這樣做兩次轉換，的確是非常麻煩而且沒有必要的，因為直接可以把線性地址抽像給進程。之所以這樣冗余，Intel完全是為了兼容而已。
2、CPU段式內存管理，邏輯地址如何轉換為線性地址
一個邏輯地址由兩部份組成，段標識符: 段內偏移量。段標識符是由一個16位長的字段組成，稱為段選擇符。其中前13位是一個索引號。後面3位包含一些硬件細節，如圖：
最後兩位涉及權限檢查，本貼中不包含。
索引號，或者直接理解成數組下標——那它總要對應一個數組吧，它又是什麼東東的索引呢？這個東東就是“段描述符(segment descriptor)”，呵呵，段描述符具體地址描述了一個段（對於“段”這個字眼的理解，我是把它想像成，拿了一把刀，把虛擬內存，砍成若干的截—— 段）。這樣，很多個段描述符，就組了一個數組，叫“段描述符表”，這樣，可以通過段標識符的前13位，直接在段描述符表中找到一個具體的段描述符，這個描 述符就描述了一個段，我剛才對段的抽像不太准確，因為看看描述符裡面究竟有什麼東東——也就是它究竟是如何描述的，就理解段究竟有什麼東東了，每一個段描 述符由8個字節組成，如下圖：
這些東東很復雜，雖然可以利用一個數據結構來定義它，不過，我這裡只關心一樣，就是Base字段，它描述了一個段的開始位置的線性地址。
Intel設計的本意是，一些全局的段描述符，就放在“全局段描述符表(GDT)”中，一些局部的，例如每個進程自己的，就放在所謂的“局部段 描述符表(LDT)”中。那究竟什麼時候該用GDT，什麼時候該用LDT呢？這是由段選擇符中的T1字段表示的，=0，表示用GDT，=1表示用LDT。
GDT在內存中的地址和大小存放在CPU的gdtr控制寄存器中，而LDT則在ldtr寄存器中。好多概念，像繞口令一樣。這張圖看起來要直觀些：
首先，給定一個完整的邏輯地址[段選擇符：段內偏移地址]，
1、看段選擇符的T1=0還是1，知道當前要轉換是GDT中的段，還是LDT中的段，再根據相應寄存器，得到其地址和大小。我們就有了一個數組了。
2、拿出段選擇符中前13位，可以在這個數組中，查找到對應的段描述符，這樣，它了Base，即基地址就知道了。
3、把Base + offset，就是要轉換的線性地址了。
還是挺簡單的，對於軟件來講，原則上就需要把硬件轉換所需的信息准備好，就可以讓硬件來完成這個轉換了。OK，來看看Linux怎麼做的。
3、Linux的段式管理
Intel要求兩次轉換，這樣雖說是兼容了，但是卻是很冗余，呵呵，沒辦法，硬件要求這樣做了，軟件就只能照辦，怎麼著也得形式主義一樣。
另一方面，其它某些硬件平台，沒有二次轉換的概念，Linux也需要提供一個高層抽像，來提供一個統一的界面。所以，Linux的段式管理，事實上只是“哄騙”了一下硬件而已。按照Intel的本意，全局的用GDT，每個進程自己的用LDT——不過Linux則對所有的進程都使用了相同的段來對 指令和數據尋址。即用戶數據段，用戶代碼段，對應的，內核中的是內核數據段和內核代碼段。這樣做沒有什麼奇怪的，本來就是走形式嘛，像我們寫年終總結一樣。
include/asm-i386/segment.h
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS 14
#define __USER_CS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS * 8 + 3)
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS 15
#define __USER_DS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS * 8 + 3)
#define GDT_ENTRY_KERNEL_BASE 12
#define GDT_ENTRY_KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 0)
#define __KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_CS * 8)
#define GDT_ENTRY_KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 1)
#define __KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_DS * 8)
把其中的宏替換成數值，則為：
#define __USER_CS 115 [00000000 1110 0 11]
#define __USER_DS 123 [00000000 1111 0 11]
#define __KERNEL_CS 96 [00000000 1100 0 00]
#define __KERNEL_DS 104 [00000000 1101 0 00]
方括號後是這四個段選擇符的16位二制表示，它們的索引號和T1字段值也可以算出來了
__USER_CS index= 14 T1=0
__USER_DS index= 15 T1=0
__KERNEL_CS index= 12 T1=0
__KERNEL_DS index= 13 T1=0
T1均為0，則表示都使用了GDT，再來看初始化GDT的內容中相應的12-15項(arch/i386/head.S)：
.quad 0x00cf9a000000ffff /* 0×60 kernel 4GB code at 0×00000000 */
.quad 0x00cf92000000ffff /* 0×68 kernel 4GB data at 0×00000000 */
.quad 0x00cffa000000ffff /* 0×73 user 4GB code at 0×00000000 */
.quad 0x00cff2000000ffff /* 0x7b user 4GB data at 0×00000000 */
按照前面段描述符表中的描述，可以把它們展開，發現其16-31位全為0，即四個段的基地址全為0。
這樣，給定一個段內偏移地址，按照前面轉換公式，0 +段內偏移，轉換為線性地址，可以得出重要的結論，“在Linux下，邏輯地址與線性地址總是一致（是一致，不是有些人說的相同）的，即邏輯地址的偏移量字段的值與線性地址的值總是相同的。！！！”
忽略了太多的細節，例如段的權限檢查。呵呵。Linux中，絕大部份進程並不例用LDT，除非使用Wine ，仿真Windows程序的時候。