ia32體系即intel32位體系架構，也被稱為i386、x86-32或x86。在intel公司2023年推出的80386微處理器中首先使用。用以取代之前的x86-16位架構，包括8086、80186、80286晶元。談到這兒，就不得不說說x86架構的發展歷史。
intel 8086是由intel於2023年所設計的16位微處理器晶元，是x86架構的鼻祖。8086是16位cpu，資料匯流排16條，位址匯流排20條，能儲存的位址的大小是2^20=1m。
8086增加了4個段暫存器用來儲存各記憶體段的起始位址，這4個段暫存器分別為cs(**段暫存器)、ds(資料段暫存器)、ss(堆疊段暫存器)、es(擴充套件段暫存器)。
由於位址匯流排共20條，段位址有20位，但是段暫存器只有16位，不能儲存20位的位址。
因此，將記憶體的大小劃分為16的倍數(此時還沒有作業系統，直接操作的是物理記憶體)。每塊記憶體起始位址的後四位都為0，段暫存器只儲存位址的高16位。正如前面所講，8086時，位址匯流排最多只能儲存1m的位址空間。
在實模式下，最大訪問的物理記憶體是1m。cpu通電後，強制進入實模式，cpu只能訪問1m的物理記憶體。通過linux核心原始碼也可以看到，linux核心image都是從0x10000開始載入的，虛擬位址是從0xc0100000開始載入，因為前1m儲存的是驅動**、顯示卡的快取等等。
實模式下訪問記憶體是極其不安全的，對於cpu的暫存器沒有任何有效性的保護。其實，在訪問一塊記憶體時，不僅僅需要知道記憶體的起始位址，還需要知道記憶體段的大小、記憶體的訪問許可權(可讀、可寫或者可執行)。這麼多資訊不可能全都放在段暫存器中，即使80386已經是32位cpu了，cs、ds、ss段暫存器還是16位的(同一體系，必須相容)。為了儲存記憶體段的其他資訊，從80386開始，增加了gdtr和ldtr兩個暫存器，gdtr中儲存的是gdt的位址，但是ldtr中儲存的是ldt的位址在gdt的索引。gdt是全域性的段描述符表，ldt是區域性的段描述符表，這兩個段描述符表也是80386新增的。可以把他們理解為乙個結構體陣列，每個元素(段描述符表項)佔8位元組。後面會專門介紹這個段描述符表項。有了段描述符表儲存記憶體段資訊後，段暫存器就空出來了，轉而儲存段描述符表項的索引。其結構如下：
定址時，從暫存器中取出低位址第3位的數字，判斷記憶體段的資訊儲存在gdt還是ldt中，然後以暫存器的高13位數字為索引，在gdt表中找到段描述符表項。段描述符表項結構如下：
該結構是乙個段描述符表項，佔8位元組，共64位。其中，有32位儲存記憶體段的起始位址，20位儲存記憶體段的長度，可以儲存的記憶體段的長度為2^20=1m。如果g位為0，長度的單位是byte，記憶體段的總長度是1m；如果g位為1，長度的單位是頁面(4k)，記憶體段的總長度是1m*4k=4g。80386開始有了作業系統，將虛擬位址對映為實體地址是由mmu(memory management unit)完成的，這種模式稱為保護模式。
保護模式下，記憶體分段的位址對映定址過程是：從暫存器中取高13位，以此為索引，在gdt中找到相應的段描述符表項，從段描述符中得到記憶體段的位址，再將記憶體段的長度和偏移量做比較，如果偏移量》記憶體段的長度，則說明資料可能被修改，結束該程序的執行；如果偏移量合法，段基址加上偏移量就是線性位址。因此，保護模式下，記憶體分段的位址對映的定址方式為：gdt[ds>>3].baseaddr + ip = 線性位址。
得到線性位址後，需要檢查內是否開啟記憶體分頁機制。若沒有開啟記憶體分頁機制，線性位址就是實體地址。若開啟了記憶體分頁機制，此時的線性位址是虛擬位址，要通過多級頁表對映才能得到實體地址。
怎樣判斷核心是否開啟記憶體分頁機制呢？不得不提到4個暫存器了，它們分別是cr0、cr2、cr3、cr4暫存器。cr0的最高位pg位若為0，未開啟分頁機制；若為1，開啟分頁機制。cr2儲存發生缺頁異常時的虛擬位址。cr3儲存當前程序的頁目錄的起始位址。cr4的pae位若為0，未開啟實體地址擴充套件；若為1，開啟了實體地址擴充套件。通過cr0暫存器的pg位的值就可以判斷核心是否開啟分頁機制。
32位系統需要二級頁面對映，36位系統需要**頁面對映，64位系統需要四級頁面對映。下面就以32位系統的二級頁面對映為例，具體說一下記憶體分頁機制下，如何進行物理記憶體定址。
上面說到過，開啟記憶體分頁機制後，通過記憶體分段位址對映的方式得到的線性位址是虛擬位址，還需要對虛擬位址進行記憶體分頁位址對映才能得到實體地址。虛擬位址共32位，其中高10位表示的是頁目錄的下標，次高10位表示頁表的下標，低12位表示物理頁面上的偏移量。具體劃分如下圖示：
高10位可以表示210=1024個索引，次高10位也可以表示210=1024個索引，低12位可以表示2^12=4k的偏移(物理頁面，1頁面=4k，設計並非偶然)。因此，頁目錄(page directory)和頁表(page table)可以看作含有1024個元素的陣列。每個元素佔4位元組，所以頁目錄、頁表的大小為4k，物理頁面的大小也是4k，頁表和物理頁面的起始位址都是4k的倍數，後16位都為0，所以頁目錄只儲存頁表位址的高20位，頁表只要儲存物理頁面位址的高20位。剩下的12位儲存的內容稍後會談到。
這會兒，記憶體分頁的位址對映過程即將浮出水面了。從cr3暫存器中拿到當前程序頁目錄的位址，根據高10位儲存的頁目錄下標定位到頁目錄中的entry項，entry項的高20位儲存的是頁表位址的高20位，將後16位補上0後，就是頁表的完整位址。再根據次高10位，找到頁表的entry項，entry項的高20位儲存的是物理頁面的高20位，將後16位補上0後，就是物理頁面的完整位址。最後，物理頁面的位址+低12位的偏移量，就得到了實體地址。
還有乙個小尾巴沒有解決。entry的高20位儲存了位址的高20位，那低16位儲存的是什麼呢？存許可權！有沒有分配、能不能訪問等等資訊。其中最重要也是最有用的一位是page table的entry項的最低位，present位。若present位=0，表示頁表項所對應的物理頁面在交換分割槽中；若present位=1，表示頁表項所對應的物理頁面就在物理記憶體中。根據lru最近最久未使用演算法，將物理記憶體中最近最久未使用的頁面交換到交換分割槽中。程式剛開始執行時，會訪問資料、指令等等，發出的第乙個邏輯位址就要發生位址對映，但剛開始執行的時候沒有分配任何物理記憶體，發生缺頁異常，作業系統分配物理頁面後，重新進行對映。由於程式執行有「區域性性」原理，頁面一經分配，其他大多數時候訪問的都是這個頁面。所以，一般只有第一次對映時會發生缺頁異常，其他情況下發生缺頁異常的概率非常非常小。
到這兒，記憶體的段頁式管理就解釋完畢了。下面再附一張圖，幫助大家更好的理解這個過程。
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