在cpu中設定四個「段暫存器」 cs ds ss es 分別用於可執行**即指令，資料，堆疊和其他；
每個段暫存器都是16位，對應位址匯流排的高16位。
每條「訪內指令」的內部位址都是16位。
訪內**的內部位址（16位）轉化成實際位址（20位）；
-->段暫存器中內基位址<<4+內部位址；
對於每乙個由段暫存器的內容確定的「基位址」，乙個程序總能訪問從此開始的64k位元組的連續位址空間，不能對訪問乙個程序的內容加以限制。乙個cpu如果缺乏對記憶體訪問的限制或者保護就談不上什麼記憶體管理；
段式記憶體管理機制
在原有暫存器的基礎上增設了二個暫存器；乙個是全域性段描述表暫存器gdtr，另乙個是區域性性的段描述表暫存器ldtr。分別用來指向儲存在記憶體中的乙個段描述結構陣列（段描述表）。
段暫存器不在儲存基位址。最低的2位表示，特權級別（00核心態,11使用者態），第3位表示使用
gdtr/ldtr，高13位
儲存gdtr/ldtr的陣列下標。
段描述表項的定義
通過段暫存器找到相應的段描述表項，b 表示基位址； l表示段長度及一些其他資訊。
（1）根據指令性質確定使用哪乙個段暫存器
（2）根據段暫存器內容，找到相應的「位址段描述結構」
（3）從位址段描述結構中得到基位址
（4）將指令中發出的位址為位移，與段描述結構中規定的段長度相比，看看是否越界。
（5）根據指令的性質和段描述符中的訪問許可權來確定是否越權。
（6）將指令中發出的位址為位移，與基位址相加而得到實際的「實體地址」。
通過段暫存器找到段描述表暫存器，從而獲得線性位址（段式對映中的實體地址）。
（1）從cr3中得到頁面目錄（pgd）的基位址。
（2）以線性位址中的dir位段（22-31位）為下標，在目錄中取得相應頁面表的基位址。
（3）以線性位址中的page位段（12-21位）為下標，在所得到的頁面表中取得相應的頁面描述項。
（4）將頁面描述項中給出的頁面基位址與線性基位址中的offset位段（0-11位）相加得到實體地址。
每個程序都有其自身的頁面目錄pgd，指向這個目錄的指標保持在每個程序的mm_struct資料結構中。每當排程乙個程序進入執行的時候，核心都要為即將執行的程序設定好控制暫存器cr3，而mmu的硬體則總是cr3中取得指向當前頁面目錄的指標。
乙個頁面表項或目錄表項的大小為4個位元組，1024（2^10）個表項正好也是4k位元組；
段式儲存管理機制的靈活性和效率都比較差。
80386把線性位址空間劃分成4k位元組的頁面，每個頁面可以被對映至物理儲存空間中任意一塊4k位元組大小的區間（邊界必須與4k位元組對齊）。在頁式存管中，連續的線性位址經過對映後在物理空間卻不一定連續（靈活）。
當要將一部分物理空間的內容換出到磁碟上的時候，在段式儲存管理中要將整個段（通常很大）都換出，而在頁式儲存管理中則是按頁進行，效率更高。
目錄項含有指向頁面表的指標，頁面表項中含有指向頁面起始位址的指標。
由於頁面表和頁面的起始位址都總是在4k位元組的邊界上，這些指標的低12位都為0；目錄項和頁表項都只要20位用於指標就夠了。而餘下12位可以用於控制或其他目的。
第7位（在目錄項中保留不用）為d（dirty）標誌，表示該頁面已經被寫過，所以已經「髒」了；當p為0，表示相應的頁面或頁面表不在記憶體上。
核心中有個全域性量mem_map，是乙個指標，指向乙個page資料結構的陣列。每個page資料結構代表乙個物理頁面，整個陣列就代表著系統中的全部物理頁面。因此，頁面表項的高20位對於軟體和mmu硬體有著不同的意義。對於軟體，這是乙個物理頁面的序號，將這個序號用作下標就可以從mem_map找到代表這個物理頁面的page資料結構。對於硬體，則（在低位補上12個0後）就是實體地址的起始位址。
在對映過程中，mmu首先檢查的p標誌位，它指示所對映的頁面是否在記憶體中。只有在p標誌位為1的時候，mmu才會完成對映的全過程；否則就會因不能完成對映而產生一次缺頁異常。
對於軟體來說，頁面表項為0表示尚未為這個表項（所代表的虛存頁面）建立對映，所以還是空白；而如果頁面表項不為0，但p標誌為0，則表示對映已經建立。但是所對映的物理頁面不在記憶體中（已經換到交換裝置上）。
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