本文讲述linux在X86平台上的分段和分页机制
MMU（内存控制单元）通过分段单元的硬件电路将逻辑地址转换成线性地址，再通过分页单元的硬件电路把线性地址转换为物理地址：
逻辑地址：包含在机器指令语言指令中用来指定一个操作数或一条指令的地址。每个进程都有自己的代码段，数据段，逻辑地址就是相对于代码段或数据段的偏移地址。
线性地址：程序代码产生逻辑地址，逻辑地址经过分段单元的硬件电路准换为线性地址。线性地址的范围一般与CPU的位数相关，如果是32为的CPU，则可以表达高达4G的线性地址。
物理地址：用于物理内存芯片的内存单元寻址。它的范围与地址总线的位数相关。
X86的硬件分段：
一个逻辑地址分为两部分组成：段标识符和指定段内相对地址的偏移量。
处理器提供6个段寄存器，CS,SS,DS,ES,FS,GS；
段描述符：8个字节；用来存放段起始地址，段大小，存储权限等。存储在GDT或LDT中。
段选择符（段标识符）：16位，用来寻找段描述符，存放于段寄存器中。
分段流程：将逻辑地址指定的段标识符装载在段寄存器中，由段标识符指定段描述符的起始地址，在段描述中找到相应段的段起始地址，将段起始地址左移N（N=地址总线位数-CPU位数），然后与逻辑地址指定的段内偏移量相加，得到线性地址。
linux的分段：
linux以非常有限的方式使用分段，只有在X86机构下才使用分段（一些体系结构对分段支持很有限，尤其是RISC）。
运行在用户态的linux进程都使用一对相同的段来对指令和数据寻址：用户代码段和用户数据段；运行在内核态的所有linux进程都使用一对相同的段对指令和数据寻址：内核代码段和内核数据段。他们的段起始地址都是0X0，则在linux下逻辑地址和线性地址是一致的，即逻辑地址的偏移量字段的值和相应的线性地址的值总是一致的。
X86的硬件分页：
分页单元将线性地址转换成物理地址。
为了效率起见，线性地址被分成以固定长度为单位的组，称为页。页内部的线性地址被映射到连续的物理地址中。分页单元把所有的RAM分成固定长度的页框。
把线性地址映射到物理地址的数据结构称为页表。页表存放在主存中，并在启用分页单元之前必须有内核对页表进行适当的初始化。
常规分页：
从386开始，intel处理器的分页单元处理4KB的页。32位的线性地址被分成3个域：Directory（目录）最高10位：Table（页表）中间10位：Offset（偏移量）最低12位；线性地址的转换分两步完成，每一步都基于一种转换表，第一种转换表称为页目录表，第二种表称为页表；使用二级模式的目的在于减少每个进程页表所需的RAM数量。每个活动进程都有一个分配给它的页目录，在实际需要时分配页表，其页目录的物理地址存放在控制寄存器的cr3中，cr3与线性地址的dirctory字段决定页目录中的目录项，再通过线性地址的TABLE字段决定页表的表项，再配合OFFSET字段找到页框内物理地址。
扩展分页：
从pentiun开始，X86引入扩展分页，页框大小为4MB，扩展分页把大段连续的线性地址转换为响应的物理地址。内核则可以不用对中间页表转换。DIRECTIORY（10位）:OFFSET（22位）；
物理地址扩展分页机制：
处理器所支持的RAM容量受到连接到地址总线上的地址管脚数量限制。大型服务器需要大于4GB的RAM时，intel在它的处理器上把管脚从32增加到36位，引入物理地址扩展的分页机制将32位线性地址转换为36位物理地址。
64位系统的分页：
32位的系统采用2级分页机制，出于效率和RAM容量的考虑，64位系统采用额外的分页机制。使用的级别的数量取决于处理器的类型。
linux 的分页：
linux采用了一种同时适用于32位和64位熊的普通分页模型，目前采用四级分页模型：页全局目录：页上级目录：页中间目录：页表。
页全局目录包含若干页上级目录的地址，页上级目录包含若干页中间级目录的地址，页中间级目录又包含若干页表的地址。每个页表项又指向夜歌页框。线性地址因此被分成了5个部分。
没有启动物理地址扩展的32位系统，linux采用2级模型：页全局目录和页表，页上级目录和页中间级目录全置0；
启用了物理地址扩展的32位系统使用3级页表。
64位系统使用三级还是四级分页取决于硬件对线性地址的划分。