内存管理的内容牵涉面比较广，它会联系到文件系统，进程等等。因此，写内存管理也脱离不了它们。这里想到哪里就写到哪里，因为linux-0.11内存管理掌握起来挺容易的。
先从内存管理与进程之间的关系来说。
前面有一篇文章专门写到进程，里面涉及到了gdt，ldt，tss等。先说该怎么设计它们的存放位置。
在gdt表按如下方式组织：0(位置空)，内核代码段，内核数据段，系统段，tss0，ldt0，tss1，ldt1，...。换成寻址则为：0x7，0xf，0x17，0x1f，0x27...。
内核代码段和数据段的限长为16MB，基地址为0。
手工建立一个任务，称为任务0，对应tss0与ldt0，其代码与数据的限长为640KB。然后
它的内核栈可以定义一个数组，其代码段与数据段与内核共享，值分别为0x10与0x17，
在内核程序启动的时候也会有一个栈，任务0的用户栈可以与它共享。之后的按照下表tss格式定义出tss0。
然后是从内核切换到任务0，需要按照下图所示：
在内核栈先压入任务0的ss(内核ss)，任务0的esp(内核esp)，eflags，任务0的cs(内核cs)，任务0的eip(内核eip)，然后执行iret就可以恢复出任务0，让任务0按照eip继续执行下去。
这样就能让任务跳到应用态了。
任务0由于代码段，数据段等都与内核共享，所以，页目录与页表以及代码段数据段都不需要有拷贝操作。
那谈内存管理就从任务1开始。
任务1还是从任务0拷贝而来，但是它的拷贝操作与任务0拷贝内核代码有所不同。
任务1也需要设置ldt1，tss1，这不用多说，而增加内容则是需要拷贝任务0的页目录与页表项，然后还需要映射到页目录中。
怎么去操作这个过程？
1.把任务0的代码段与数据段的基地址与限长都取出来，做正确性检测。
2.任务1的线性地址设置为64MB，以后有n个任务，它的排序为n*64MB，然后将任务0的页目录与页表拷贝到这个任务1的64MB开始位置上。(从这里开始涉及到内存管理了)
3.如何拷贝？
计算拷贝的起始地址，也就是实际的线性地址x>>22，它就是页目录的索引，然后需要<<2，就变成页目录的实际地址，也就是x>>20。目的地址也是如此。总的来说，页目录有1024项，能索引4GB范围勒。
再计算需要拷贝多少个页目录内容，也就是多少个页表的内容。
由于刚开始只使用页目录项的4项，所以也需要检测拷贝目的剩余目录项中是否页表存在标志。之后则是进入页表处，由于源页表肯定存在了，目的页表则不存在，所以需要创建页表(这也需要内存管理①)。之后就是将源页表内容拷贝到目的页表中。
再之后，就需要将源页表与目的页表都设置为只读。
从上面可以看出，暂时就不需要拷贝任务0的代码和数据到任务1上。因为拷贝的页表内容自然指向了任务1的程序与数据，做到了天然共享。
4.怎么找到任务1执行?
tss1中的ldt1的代码段，数据段设置为新的地址的数据段和代码段与相应的基址。堆栈段设置为与任务0相同。任务开始运行，系统根据tss中的ldt序号找到存在与gdt中的ldt值，其包含了描述具体的ldt(包含空项，代码段，数据段的信息)。还是贴图看看基本上就很清楚了。
1
2
3
所以，任务1就加载到基地址为64MB*1的位置上。例如代码执行就变成64MB:eip。
这种线性地址就会被转换，然后找到页目录与对应的页表项。然后发现与内核的代码与数据是对应的，所以也就是共享的。
上面所说的就如下所示：
所以，任务1和任务0的页目录与页表不同，但是它们的代码与数据是共享一套的。
因此，如果任务1对数据有写操作，为了不对任务0有影响，故需要创建新的页，而不能再共享了。
要想一个问题，要保护的应该是共享的代码和数据，为什么要保护的却是页面呢？
这是因为页面映射的物理空间对应到的就是代码和数据，所以如果对数据进行了写操作，也能对应到页面上。之后对要操作的数据的物理地址再复制一份，然后页面再指向新的物理地址，这就完成了写时复制的整个过程。
在硬件上，前面将页面设置为只读模式，后续如果有写操作，硬件需要产生中断，并且需要告知软件产生中断的地址，这样软件就好做出复制操作。
可以写一个函数，命名为：
<code>do_wp_page(address)/<code>
有一个参数为线性地址。
从线性地址可以找到物理地址。方法为从页目录中找到页面的基址。然后再从线性地址从找到页面的偏移值。
这样再写一个函数，命名为：
<code>un_wp_page(address)/<code>
这个参数为页面地址，指向的值为物理地址。
它要做的就是上面说的拷贝物理页面的工作(就是实际内核代码和数据的存储位置)，然后将页面设置为可读写的。
讲完上面的内容，只是内存管理(写时复制)的一部分，下面还要说一种情况，那就是缺页了。
例如，一个应用程序设置的栈过大。一般页面存储的栈空间都是按照4KB存储的，如果发生这种情况，则由于栈空间不足而要继续扩充空间，所以就会发生缺页的情况。
写一个函数，命名为：
<code>do_no_page(线性地址address)/<code>
由于需要的是多增加一个页面存储栈空间，所以只需要增加一个页表和物理页面然后增加它们之间的映射(物理地址与页表映射)就可以了。
所以，定义一个函数，命名为：
<code>get_empty_page(线性地址address)/<code>
它首先就是获取物理地址，可以将实现这个过程的函数命名为get_free_page()，然后实现物理地址与线性地址的映射，命名为函数：put_page(物理地址tmp,线性地址address)，它首先从线性地址中得到页目录，查看页目录对应的页表是否存在，如果存在，则将物理地址跟页表对应的项关联就可以了。如果不存在，就需要重新申请一个4KB的页表，页目录指向页表地址，页表再跟物理地址对应就好。
还有一种情况，例如：进程加载程序，也就是进程2执行shell程序：
编写一个函数，应用层名为：
<code>int execve(const char * filename, char ** argv, char ** envp);/<code>
它需要能陷入内核，陷入内核之后能执行到sys_execve，在它里面要有能力修改程序的指向，让它能执行一个新的程序，所以要保证系统调用返回后，eip要被修改。那可以按照下面这张图来做：
在栈底最后位置填入硬件最先保存的eip位置值(指针值)，然后再编写一个函数，命名为：
<code>int do_execve(unsigned long * eip,long tmp,char * filename, char ** argv, char ** envp)；/<code>
这样参数eip就指向了最先的eip位置，修改它的值就能修改程序退出系统之后的执行位置。
还要修改esp值，这个函数还要实现文件节点的获取。
所以，这样就能执行新的程序，但是，新的程序并没有代码在内存中，所以就会产生缺页异常了，也就引出内存管理之缺页异常。
写一个函数，来管理缺页异常。命名为：
<code>void do_no_page(unsigned long error_code,unsigned long address)；/<code>
第二个参数为线性地址。
如果该函数要实现的简单，则直接根据上面的文件节点找到文件内容，然后加载到物理内存中，之后使用put_page()完成物理地址和线性地址的映射，就完成了1个页面的数据加载了。
如果设计的复杂与合理，则可以找该线性地址对应的空间是否有被已经被加载，如果被加载了，则可以直接使用了，而不需要再加载这段内容了。
说完以上内容就是类似linux-0.11的内存管理了。这样看起来linux-0.11操作系统的内存管理思路比一般嵌入式rtos操作系统的内存管理要简单很多的。
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