1段式管理.
32位CPU两种工作方式：由实模式和保护模式组成。
1、 实模式：内存管理与 16位CPU是一致的。
2、 保护模式：(一般X86运行模式)
段基地址长达32位，每个段的最大容量可达4G，段寄存器的值时段地址的“选择器”（selecor），用该“选择器”从内存中得到一个32位的段地址，存储单元的
线性地址=该段基地址（Base）+段内偏移地址（offset），Linux对分段使用非常有限。作为一个跨硬件体系的操作系统，要支持多种硬件体系，而一些硬件体系结构式不支持分段的，Linux把所有段起始地址都设为0。所以逻辑地址=虚拟地址
一个逻辑地址由两部份组成，段标识符: 段内偏移量。段标识符是由一个16位长的字段组成，称为段选择符。其中前13位是一个索引号。后面3位包含一些硬件细节，如图
索引号就是“段描述符(segment descriptor)”，段描述符具体描述了一个段。这样，很多个段描述符，就组了一个数组，叫“段描述符表”，这样，可以通过段标识符的前13位，直接在段描述符表中找到一个具体的段描述符，这个描述符就描述了一个段，每一个段描述符由8个字节组成。
段描述符
- 每个段的属性在内存中由一个 8 字节的段描述符表示，段描述符存放在全局描述符表（ GDT ）或者局部描述符表（ LDT ）中，其地址和体积分别保存在 GDTR 和 LDTR 寄存器中。段描述符的结构如下：
| Base24-Base31 |
G |
D/B |
L |
AVL |
Limit16-Limit19 |
|||
| P |
DPL |
S |
Type |
Base16-Base23 |
||||
| Base0-Base15 |
||||||||
| Limit0-Limit15 |
||||||||
- 其中， Base 为 32 位的段基（线性）地址； Limit 为 20 位的段长度； G 只有 1 位，为 0 表示段长度以字节为单位， 1 表示段长度以 4KB 为单位； D/B 只有 1 位，为 0 表示为 16 位段， 1 表示为 32 位段； L 只有 1 位，未使用； AVL 只有 1 位，供系统软件使用（ Linux 从未使用该位）； P 只有 1 位，表示该段内容是否在内存中（ Linux 从不将整个段替换出内存，故该位恒为 1 ）； DPL 有 2 位，表示访问该段所需要的特权级别； S 只有 1 位，为 0 表示段为存放关键数据的系统段， 1 表示段为普通段； Type 有 4 位，定义了段类型和访问权限。
-
- 在 linux 系统中，主要包括代码段描述符、数据段描述符（包含栈段）、任务状态段（ TSS ， Type 字段值为 9 或 11 ）描述符和局部描述符表（ LDT ， Type 字段值为 2 ）描述符四种段描述符。其中，前两者可以被包含在 GDT 或 LDT 中， TSSD 和 LDTD 为系统关键段，仅能包含在 GDT 中。
在linux中，所有用户进程都使用相同的代码段（__USER_CS）和数据段（__USER_DS），所有的内核进程都使用相同的代码段（__KERNEL_CS）和数据段（__KERNEL_DS）。这四个段的段描述符主要字段如下：
| Segment |
Base |
G |
Limit |
S |
Type |
DPL |
D/B |
P |
| __USER_CS |
0x00000000 |
1 |
0xFFFFF |
1 |
10 |
3 |
1 |
1 |
| __USER_DS |
0x00000000 |
1 |
0xFFFFF |
1 |
2 |
3 |
1 |
1 |
| __KERNEL_CS |
0x00000000 |
1 |
0xFFFFF |
1 |
10 |
0 |
1 |
1 |
| __KERNEL_DS |
0x00000000 |
1 |
0xFFFFF |
1 |
2 |
0 |
1 |
1 |
严格说Linux采用段页式内存管理，也就是既分段，又分页。地址映射的时候，先确定对应的段，确定段基地址；段内分页，再找到对应的页表项，确定页基地址；再由逻辑地址低位确定的页偏移量，就能找到最终的物理地址。但是，实际上Linux采用的是页式内存管理。原因是Linux中的段基地址都是0，相当于所有的段都是相同的。这样做的原因是某些体系结构的硬件限制，比如Intel的i386。作为软件的操作系统，必须要符合硬件体系。虽然所有段基地址都是0，但是段的概念在Linux内核中是确实存在的。比如常见的内核代码段、内核数据段、用户态代码段、用户态数据段等。除了符合硬件要求外，段也是有实际意义的。
逻辑地址分为两部分组成：段标识符和指定段内相对地址的偏移量。
段描述符表：存放段描述的表项。
段寄存器：存放段标识符。6个段寄存器称为cs(代码段寄存器)，ss(栈段寄存器)，ds(数据段寄存器)，es，fs 和gs。
段基地址寄存器：指向段描述符表地址。
2.2页式管理（分页管理）
1、 线性地址页：从管理和效率的角度出发，线性地址被分为固定长度的组，称为页（page）。例如32位机器，线性地址最大可为4G，如果用4KB为页容量，这样将线性地址划分为2^20个页。
2、 物理页：另一类“页”，称为“物理页”，或者是“页框、页帧”。分页单元把所有的物理内存也划分为固定长度的管理单位，它的长度一般与线性地址页是相同。
如何将两者之间的映射？通过页式管理实现映射。
页式管理具体流程：
1、 分页单元中，页目录的地址放在CPU的CR3寄存器中，是进行地址转换的起始点。
2、 每个进程，都有其独立的虚拟地址空间，运行一个进程，首先需要将它的页目录地址放到CR3寄存器中，将其他进程保存下来。
3、 每一个32位的线性地址被划分三部分：页目录索引（10位）:页表索引（10位）:偏移（12位）
下面是地址转换的步骤：
第一步：装入进程的页目录地址（操作系统在调度进程时，把这个地址装入CR3）
第二步：根据线性地址前十位，在页目录中，找到对应的索引项 即页表地址。
第三步：根据线性地址中间十位，在页表中，找到对应的索引项 即页的起始地址。
第四步：将页的起始地址与线性地址最后12位相加，等到物理地址。
在二级模式下，页容量由线性地址[bit11:0]决定，页容量=2^12=4Kbyte。