内存打点是操纵系统非常重要的部分，措置惩罚惩罚器每一次的升级城市给内存打点方法带来巨大的变革，向早期的8086cpu的分段式打点，到后来的80x86 系列的32位cpu推出的掩护模式和段页式打点。在应用措施中我们无时不刻不在和内存打交道，我们总在不经意间的进行堆内存和栈内存的分配释放，所以内存是我们进行措施设计必不成少的部分。
CPU的内存打点方法 段寄存器怎么消掉了？在学习8086汇编语言时经常与寄存器打交道，此中8086CPU给与的内存打点方法为分段打点的方法，寻址时给与：短地点 * 16 + 偏移地点的方法，此中有几大段寄存器好比：CS、DS、SS、ES等等，每个段的偏移地点最大为64K，这样总共能寻址到2M的内存。但是到32位CPU之后偏移地点酿成了32位这样每个段就可以有4GB的内存空间，这个空间已经足够大了，这个时候在编写相应的汇编措施时我们发明没有段寄存器的身影了，是不是在32位中已经没有段寄存器了呢，答案是否定了，32位CPU中不只有段寄存器而且它们的感化比以前更大了。 在32位CPU中段寄存器不再作为段首地点，而是作为段选择子，CPU为了打点内存，将某些持续的地点内存作为一页，操作一个数据布局来说明这页的属性，好比是否可读写，巨细，起始地点等等，这个数据布局叫做段描述符，而多个段描述符则构成了一个段描述符表，而段寄存器如今是用来找到对应的段描述符的，叫做段选择子。段寄存器仍然是16位此中高13位暗示段描述符表的索引，第二位是区分LDT(局部描述符表)和GDT（全局描述符表），全局描述符表是系统级的而LDT是每个进程所独占的，如果第二位暗示的是LDT，那么首先要从GDT中盘问到LDT地址位置，然后才按照索引找到对应的内存地点，所以此刻寻址给与的是通过段选择子查表的方法得到一个32位的内存地点。由于这些表都是由系统维护，并且不允许用户访谒及改削所以在普通应用措施中没有须要也不能使用段寄存器。通过上面的说明，我们可以推导出来32位机器最多可以撑持2^(13 + 1 + 32) = 64T内存。
段页式打点通过查表方法得到的32位内存地点是否就是真实的物理内存的地点呢，这个也是不必然的，这个还要看系统是否开启了段页式打点。如果没有则这个就是真实的物理地点，如果开启了段页式打点那么这个只是一个线性地点，还需要通过页表来寻址到真实的物理内存。 32位CPU专门新赠了一个CR3寄存器用来完身分页式打点，通过CR3寄存器可以寻址到页目录表，然后再将32位线性地点的高10位作为页目录表的索引，通过这个索引可以找到相应的页表，再将中间10为作为页表的索引，通过这个索引可以寻址到对应物理内存的起始地点，最后通过这个其实地点和最后低12位的偏移地点找到对应真实内存。下面是这个过程的一个示例图：
为什么要使用分页式打点，直接让阿谁32位线性地点对应真实的内存不成以吗。固然可以，但是分页式打点也有它自身的长处：
1. 可以实现页面的掩护：系统通过设置相关属性信息来指定特权级别和其他状态
2. 可以实现物理内存的共享：从上面的图中可以看出，差此外线性地点是可以映射到不异的物理内存上的，只需要变动页表中对应的物理地点就可以实现差此外线性地点对应不异的物理内存实现内存共享。
3. 可以便利的实现虚拟内存的撑持：在系统中有一个pagefile.sys的交互页面文件，这个是系统用来进行内存页面与磁盘进行交互，以应对内存不够的情况。系统为每个内存页维护了一个值，这个值暗示该页面多久未被访谒，当页面被访谒这个值被清零，否则每过一段时间会累加一次。当这个值达到某个阈值时，系统将页面中的内容放入磁盘中，将这块内存空余出来以便生存其他数据，同时将之前的线性地点做一个符号，表名这个线性地点没有对应到具体的内存中，当措施需要再次访谒这个线性地点所对应的内存时系统会再次将磁盘中的数据写入到内存中。虽说这样做相当于扩大了物理内存，但是磁盘相对付内存来说是一个慢速设备，在内存和磁盘间进行数据交换总是会耗费大量的时间，这样会拖慢措施运行，而给与SSD硬盘会显著提高系统运行效率，就在于SSD提高了与内存进行数据交换的效率。如果想显著提高效率，最好的步伐是加内存终究在内存和硬盘间倒换数据是要话费时间的。
掩护模式在以前的16位CPU中给与的多是实模式，措施中使用的地点都是真实的物理地点，这样如果内存分配不同理，会造成一个措施将此外一个措施地址的内存笼罩这样对此外一个措施将造成严重影响，但是在32位掩护模式下，不再会孕育产生这种问题，掩护模式将每个进程的地点空间隔分开来，还记得上面的LDT吗，在差此外措施中即使给与的是不异的地点，也会被LDT映射到差此外线性地点上。
掩护模式主要表此刻这样几个方面：