引言：
操作系统和硬件是相互依赖和发展起来的。
程序需要分段，操作系统提供分页。
在保护模式下，段描述符GDT是内存段的身份证。GDTR寄存器保存了GDT的起始地址。通过选择子去拿到段基址，GDT段描述符中的内存段不一定都在内存中，其中一位做标记做标记位。灵活的做内存的换入换出。
如果内存太小以至于不能容下一个进程？用户能够忍受整个段换入换出的IO时延？碎片太多怎么处理？
最本质原因是：连续的线性地址对应连续的物理地址。
=======》怎么处理？
我们要解除这种对应，然后建立新的映射。
分页机制
在未开启分页机制时，物理地址就由段基地址+偏移地址给出。
开启分页机制后，段基址+偏移地址给出的只是虚地址。分页机制负责完成虚地址到物理地址的映射。
cr3 寄存器保存了页目录的物理地址。 cr0 寄存器有负责打开分页机制的控制位。
一个段对应一个页表。如果一个页表对应了所有的物理页框，则会造成页表项过大的情况--4MB。
为了解决这个问题==》
出现了多级页表的思考。（来源于生活中翻书时，目录的章和具体页的抽象）
具体映射：虚地址的高10位 * 4（每一项4个字节）+页目录的起始地址（cr3中有保存）得到第一级物理地址。
读取该物理地址，用虚地址的中间10位 * 4 + 该物理地址 得到分配的物理页地址，页框地址，加上后十二位偏移地址得到最后的物理地址。
页表项和页目录项都是4个字节，但是他们对应的单位都是4kb，所以只需要记录20位即可，留下12位做其他属性。
物理页框和虚地址的映射可以不线性连续。
标签：分页,物理地址,地址,内存,机制,页表 From： https://www.cnblogs.com/wuyun--wy/p/16935669.html