在程式設計中我們（編譯器）為各種資料分配的記憶體均為邏輯位址，邏輯位址通過作業系統轉換為實體地址，也就是晶元級物理記憶體的位址。在使用intel 80x86微處理器時，應當分清以下三種「位址」：
cpu控制單元通過一種稱為分段單元（segmentation unit）的硬體電路把乙個邏輯位址轉換成線性位址；
接著，第二個稱為分頁單元（paging unit）的硬體電路把乙個線性位址轉換成實體地址。
最早記憶體沒有抽象，程式直接讀寫物理記憶體。在這種情況下，通常同時執行兩個程式是不可能的，因為它們很可能同時訪問同乙個實體地址導致程式崩潰。
當intel 8086處理器出現時，記憶體定址迎來第一次飛躍，它引入了乙個重要的概念——段，段式記憶體使得程式位址不再需要靜態重定位，支援了更大的位址。
8086處理器的資料匯流排是16位的，但其目標是定址1mb的記憶體，這意味著需要20位的位址匯流排。為了解決這個問題，當時引入了分段的方法。
乙個邏輯位址由兩部分組成：乙個段識別符號和乙個指定段內相對位址的偏移量。段識別符號是乙個16 位長的字段，稱為段選擇符（segment selector），而偏移量是乙個32 位長的字段。
為了方便找到段選擇符，處理器提供6個段暫存器專門用來存放段選擇符。它們是cs、ss、ds、es、fs和gs。
每個段由乙個8位元組的段描述符（segment descriptor）來具體描述。段描述符放在全域性描述符表（global descriptor table ,gdt）或區域性描述符表（local descriptor table, ldt）中。段描述符標被存在乙個非程式設計cpu暫存器中，非程式設計暫存器對程式設計師不可見，僅供6個可程式設計的段暫存器使用。**
b31 ~ b24 和 b23 ~ b16分別為基位址的 bit16 ~ bit23 和 bit24 ~ bit31；
l19 ~ l16和l15 ~ l0為段limit的 bit10 ~ bit15 和 bit16 ~ bit19。
4位type域描述了段的型別特徵和訪問許可權，廣泛使用如下幾種：
1.**段描述符（描述符代表乙個**段，可以放在gdt或ldt中，s標誌位為1）
2.資料段描述符（描述符代表乙個資料段，可以放在gdt或ldt中，s標誌位為1）
3.任務狀態段描述符（代表乙個任務狀態段（tss），只能存放在gdt中，s標誌位為9或11）
4.區域性描述符表描述符（代表乙個ldt段，只能存放在gdt中，s標誌位為0）
之前提到16位的段選擇符存放在段暫存器中，它直接指向段描述符。每當乙個段選擇符被裝入段暫存器，相應的段描述符就被裝入非程式設計暫存器。*此時cpu只需直接引用段描述符所在暫存器即可，不需訪問主存中的gdt或ldt。*僅當段暫存器的內容改變時，才有必要訪問gdt或ldt。
段選擇符包含以下域：
分段單元（segmentationunit）執行以下操作：
先檢查段選擇符的ti欄位，以決定段描述符儲存在哪乙個描述符表中。ti欄位指明描述符是在gdt中（在這種情況下，分段單元從gdtr暫存器中得到gdt的線性基位址）還是在ldt中（在這種情況下，分段單元從ldtr暫存器中得到ldt的線性基位址）。
從段選擇符的 index 索引字段計算段描述符的位址，index欄位的值乘以8（乙個段描述符的大小），這個結果與gdtr或ldtr暫存器中的內容相加。
把邏輯位址的偏移量與段描述符基位址域（base）相加，就得到了線性位址。
分頁單元在分段之後執行，把線性位址轉換成實體地址。
為了效率起見，線性位址被分成以固定長度為單位的組，稱為頁（page）。頁內部連續的線性位址被對映到連續的實體地址中。這樣，核心可以指定乙個頁的實體地址和其訪問許可權，而不用指定頁所包含的全部線性位址的訪問許可權。
分頁單元把所有的ram 分成固定長度的頁框（page frame）。每乙個頁框包含乙個頁，也就是說乙個頁框的長度與乙個頁的長度一致。頁框是主存的一部分，因此也是乙個儲存區域。
區分一頁和乙個頁框是很重要的，前者只是乙個資料塊，可以存放在任何頁框或磁碟中。
把線性位址對映到實體地址的資料結構稱為頁表（page table）。頁表存放在主存中，並在啟用分頁單元之前必須由核心對頁表進行適當的初始化。
directory域和table域都是10位，它們擁有相同的結構，均包含以下的域：
線性位址的轉換分兩步完成，每一步都基於一種轉換表，第一種轉換表稱為頁目錄表，第二種轉換表稱為頁表。
正在使用的頁目錄的實體地址存放在控制暫存器 cr3中。線性位址內的directory 字段決定頁目錄中的目錄項，而目錄項指向適當的頁表。位址的table 字段依次又決定頁表中的表項，而表項含有頁所在頁框的實體地址。offset 字段決定頁框內的相對位置。
一 基本概念
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