x86虚拟地址映射
分析x86体系下虚拟地址映射前，我们先提出一个问题，打印一个局部变量的地址，这个地址是什么地址？？
逻辑地址？线性地址？物理地址？
我们弄清上面的概念先看一下inter x86的发展历史
CPU的位数
cpu的位数并不是代表着地址总线条数，而是代表着计算的能力，在ALU算术逻辑单元中，一次性计算最长整数的字节数，
也是代表着ALU的宽度。
1974年
实模式
先看8080 8085这两个处理器都是8位的这两个操作的是多少个地址总线呢？是8条吗？
如果是8条，那么这个cpu最多寻址2^8 = 256个地址，这样大的cpu 什么也干不了，所以 地址总线 != CPU的位数
8080 8085他们的地址总线是16根 2^16 = 64K，地址总线和CPU位数不对等，怎么解决呢？利用16位的汇编器。
1983年
8086处理器是正式进入我们的x86体系里的第一个处理器，这是的处理器位数变成16位，但是地址总线又变成了20根，
因为要创建一个新的体制，所以不在引用之前复杂的方法，改成20位汇编器。而是用新的方法，在CPU里添加了4个
寄存器，分别为CS（代码段寄存器）DS（数据段寄存器） SS（堆栈段寄存器）ES(扩展段寄存器)。ip寄存器（保存段偏移
量）由于处理器位数是16位，所以这里的四个寄存器都是16位（2个字节）。那么它是怎么（利用16位处理器和四个寄存器）
处理20根地址总线的呢？
这里抽象出一个例子：
假设我们有一个100页的笔记本，需要记录语文，数学，英语三门学科的课堂笔记。我们很显然的就想到，把本子分成三份，
记录每份的起始页。我的每个科目做个目录，记录一下偏移量。由于某种原因起始页都只能记录一位数，那
么怎么处理呢？这里是不是可以这么处理呢。
那么我们规定在分成三份时候，我们要以最小的10的整数倍来分，相当于这个位数记录着十位，个位为0。起始页只能是10
的倍数。我们要找自己的页数时候，就是我们要找的页数 = 起始页+偏移页数。
这个例子只是为了让我们理解接下来8086处理器是怎么来操作。它是在真实的物理内存上，划分了很多段，每个起始地址是
16的倍数，2进制来说低四位一直是0，这么说来，只要记录高16位地址，后面四位就不用记录了。不同起始段分别用四个寄存器来保存，要访问的地址 = （寄存器 << 4） + （ip寄存器(偏移量））
这个就是解决CPU位数和地址总线不同的问题。
所有的操作都是在真实的物理内存上，当时没有操作系统这么一说，就没有所谓的权限控制，只要你调用驱动接口，就可以随意改内存上的数据。这样就是所谓的实模式。安全性很差，使用起来很复杂，因为需要用户自己去管理物理内存。只能使用2^20 =1M的内存，太小了。
保护模式分段
到了我们处理器80386时候，这时候cpu是32位，地址总线变成了32根。但是它的寄存器大小为了兼容之前体系下的版本，寄存器依旧是16位，这么说寻址能力又不能满足了。这个时候增加了两个寄存器，GDTR（全局的段的描述附表），LDTR（局部的描述附表），新增的寄存器可以不和上个版本兼容不是16位，是32位。
新增的寄存器GDTR保存GDT附表的地址，原来CS DS SS ES寄存器保存的是GDT数组下标了，这样就可以满足32位地址总线的
寻址了。 我们看一下段寄存器的定义
这就是代表着四个寄存器每个位的含义，12个表项被系统预留了。用户只能用8080个表项。
分析完寄存器，我们在分析一下每个表项，每个表项是8个字节64位
看完这个相信大家应该明白了点把，这是一个段描述符，它64位分别存储了什么东西，上面那张图都画出来了，段限长是20位也好理解，因为4KB*1M = 4G，刚好一个物理内存大小。然后基地址长度位数是32位和地址总线长度刚好吻合。
保护模式下的分段的映射
GDT [DS>>3].BaseAddr + IP(逻辑地址） = 线性地址
GDT[DS >>3]这个是数组的下标高13位保存着所以向左移动3个位
分页
CRO寄存器 PG位内存是否开启分页
CR2寄存器 保存发生缺页异常时的虚拟地址
CR3寄存器 保存当前进程的页目录的起始地址
CR4寄存器 PRE 是否开启物理地址扩展
我们现在要分析一下线性地址分页后怎么转化成物理地址
我们知道线性地址是32位的，这里就解析了开启分页之后每个位代表什么意思，高十位代表着页目录下标，理解为一个保存1024个页表地址的数组，然后前十位表示出下标，寻找到所在页表，那么页表也是个一个保存1024个物理页面地址的数组，那么次高十位就能找得到我们需要的物理页面，最后12位代表偏移量。这样就能访问到我们所需要的真正的物理地址。
参考《LINUX内核完全剖析》-- 第4章
这里我就是说明一下X86的虚拟地址映射的问题，有时间我继续写一篇内存管理的博客。