一、分段與分頁的比較
1.邏輯位址 -----(分段機制)-----> 線性位址 -----(分頁機制)-----> 實體地址
分段機制是必須有的，分頁機制可以沒有。
如果沒有分頁機制，線性位址=實體地址
不同的分段機制和不同的分段機制可以隨意組合
線性位址和實體地址都是32位，是一維的
3.分段的原因：隔絕各個任務的**、資料和堆疊區域的機制，使多個程式（或任務）可以執行在同一處理器上而不會相互干擾
分頁的原因：為虛擬記憶體系統提供了實現機制，也用於提供多工之間的隔離措施
4.先執行段級保護，再執行頁級保護
段特權級有4級，頁只有2級。
超級使用者級執行的程式可對任何頁面有讀寫操作，即使是唯讀頁面。
5.保護檢查操作與位址變換同時進行，因此處理器不會受到影響
二、分段管理
段選擇符中13位是索引號，因此可以選擇8191（0號段不用）個段。
段選擇符中乙個是區分gdt和ldt，因此準備地說，乙個任務最多可以擁有全域性段和區域性段各8191個。
偏移值有32位，因此乙個段最長是4g
只有6個段暫存器，因此只有6個段可供同時訪問
（1）段選擇符 -----> ti -----> 記錄段描述符基址的暫存器
（2）段選擇符 ----->index -----> 段描述符
段描述符位址 = 段描述符基址（暫存器中） + index * 8b
（2）段描述符 -----> 段首位元組的線性位址
（3）段首位元組的線性位址 + 偏移值 -----> 目標線性位址
3.段的分類
段（資料段，**段，系統段（系統段表（ldt段表，tss段表），門描述符（呼叫門，中斷門，陷阱門，任務門）））
段描述符定義乙個段。門描述符存放的是指向乙個過程入口點的指標
任務門：任務切換
陷阱門：呼叫異常處理程式
中斷門：呼叫中斷處理程式
呼叫門：在不同的特權級之間實現受控的程式控制轉移
4.ldt是區域性描述符表，gdt是全域性描述符表
ldt表是一種系統段，其描述符屬於系統段描述符。
每個儲存ldt表的段，都必須在gdt中有乙個段描述符和段選擇符
5.6個段暫存器分別是：**cs, 棧ss, 資料ds, 通用es,gs,fs
6.w/r
一致性**段
在保護模式下不可寫
一致性或非一致性
棧段必須可讀可寫
資料段唯讀或可讀可寫
必須非一致性
7.特權級越大，特權越低
cpl：當前特權級，指當前執行的程式或任務的特權級
dpl：描述符特權級，指目標段或門的描述符特權級
rpl：請求特權級，指目標段或門的選擇符特權級
二、分頁管理
1.分頁機制把張線性位址空間和物理空間劃分成頁面
分頁機制是頁面-頁面的對映，位址-位址的轉換
2.頁面大小為4k
頁面數為2^20 = 2^(32-12)
頁表項大小為4b = 32 / 8
頁表大小為4mb = 2^20 * 4
3.使用二級頁表並沒有解決需要4mb來存放頁表項的問題，它的作用是：
（1）不需要連續的4b空間
（2）目標表頁面必須在記憶體中，但二級頁表可以不在記憶體中
頁面大小：2^offset = 4k
頁框數：2^32 / 2^12 = 2^20
頁表項大小：32位 / 8 = 4b
頁表總大小：2^20 * 4b = 4mb
一頁頁表包含的頁表項：4k / 4b = 1024
計算公式見linux2.6虛擬記憶體管理
5.為什麼在頁表項結構中記錄的實體地址是20位的？
6.線性位址 -> 實體地址
（1）暫存器cr3 -----> 頁目錄表的基址
（2）線性位址高10位 -----> 頁目錄表的偏移量
（3）（1）+（2）-----> 頁目錄表的某一項 -----> 頁表的基址
（4）線性位址中間10位 -----> 頁表的偏移量
（5）（3）+（4）-----> 頁表中的一項 -----> 頁面的的基址
（6）線性位址中的低12位 -----> 頁面中的偏移量
（7）（5）+（6）-----> 頁面中的某個位置，這個位置的位址就是所求的實體地址
（1）（3）（5）的位址都是指實體地址
14.為了減少位址轉換所需要的匯流排週期數，最近訪問的頁目錄和頁表會存放在tlb中
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