Linux 平面内存模型和受保护内存模型之间的区别？

平面内存模型和受保护内存模型之间的区别？VxWorks支持平面内存模型，Linux也支持平面内存模型吗？

为了给出有意义的答案，让我们先回顾一下一些概念

大多数现代处理器都有一个内存管理单元（MMU），用于多种用途

一个目的是在虚拟地址（CPU“看到”的地址）和物理地址（芯片实际连接的地址）之间进行映射。这叫做地址转换

另一个目的是为某些虚拟内存位置设置访问属性（例如内存是读写、只读或不可访问的）

使用MMU，您可以拥有所谓的“统一映射”，其中处理器的虚拟地址与物理地址相同（即不使用地址转换）。例如，如果处理器访问0x10000，则它正在访问物理位置0x10000

“扁平”内存模型通常指CPU访问的任何虚拟地址都是唯一的。因此，对于32位CPU，地址空间的最大限制为4G

它通常（尽管不一定）用于指虚拟内存和物理内存之间的统一映射

相反，在工作站世界中，大多数操作系统（Linux/Windows）使用“重叠”内存模型。例如，在Windows中启动的任何程序（进程）的起始地址都为0x10000

windows如何能有10个进程都从地址0x10000运行

这是因为每个进程都使用MMU将虚拟地址0x10000映射到不同的物理地址。到P1的值可能为0x10000=0x10000，而P2的值可能为0x10000=0x40000，以此类推

在RAM中，程序位于不同的物理地址，但每个进程的CPU虚拟地址空间看起来是相同的

据我所知，Windows和标准Linux总是使用重叠模型（即，它们没有平面模型）。uLinux或其他特殊内核可能有一个平面模型

现在，保护与扁平与受保护模型无关。 我想说，大多数重叠模型操作系统将使用保护，以便一个进程不会影响（即写入）另一个进程

随着VxWorks 6.x和实时进程的引入，即使是平面内存模型，单个RTP也可以通过使用保护相互保护（以及内核应用程序）

如果您不使用RTP并运行vxWorks内核中的所有内容，则不会使用任何保护

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那么，保护是如何工作的（无论是在VxWorks RTPs还是其他操作系统过程中）？ 本质上，RTP/进程存在于一个“内存气泡”中，具有一定范围的（虚拟）地址，其中包含代码、数据、堆和其他各种内存位置

如果RTP/进程试图访问其冒泡外部的内存位置，MMU将生成异常并调用OS（或信号处理程序）。典型的结果是段冲突/总线异常

但是，如果进程无法摆脱内存泡沫，它怎么能将数据包发送到以太网端口呢？这因处理器体系结构而异，但本质上，用户端（RTP）套接字库（例如）进行“系统调用”——这是一种特殊指令，用于将cpu切换到内核空间和管理器模式。此时，运行某种设备驱动程序（通常位于内核中）将数据推送到某个硬件设备。完成后，系统调用返回，我们回到运行用户代码的RTP/进程空间

操作系统负责所有MMU编程、系统调用处理等。。。这对应用程序是不可见的