分段分頁機制
意義：分頁機制是為了充分利用空間，將瑣碎的地址空間利用起來；
分段機制是為了解決衝突問題，它是一種機制，這種機制使得很方便地管理記憶體；
1. 記憶體分段
1.1 為什麼分段？
在x86-16體系中，為了解決16位暫存器對20位地址線的定址問題，引入了分段式記憶體管理。而CPU則使用CS，DS，ES，SS等暫存器來儲存程式的段首地址。當CPU執行指令需要訪問記憶體時，只會送出段內的偏移地址，而通過指令的型別類確定訪問那一個段暫存器。具體可以參考：計算機原理學習（5）-- x86-16 CPU和記憶體管理
到了IA-32，Intel引入了保護模式，所以在IA-32中為了保持相容性，所以同樣支援記憶體分段管理。另外我們討論過了記憶體分頁，頁面中包含了程式的程式碼，資料等資訊，它們都有各自的地址。這些地址是在編譯的時候就確定的，因為每個程序都有獨立完整的記憶體空間，只需要把頁和物理頁對映就能執行，所以這個地址是可以在編譯時就決定的。在編譯時，編譯器會等程式進行語法詞法等分析，在編譯過程中會建立許多的表，來確定程式碼和變數的虛擬地址：
- 被儲存起來供列印清單的源程式正文；
- 符號表，包含變數的名字和屬性；
- 包含所有用到的整形和浮點型資料的表；
- 語法分析樹，包括程式語法分析的結果；
- 編譯器內部過程呼叫的堆疊。
前面4張表會隨著編譯的進行不斷增大，而堆疊的資料也會變化，現在的問題就是，每一張表的大小都不確定，那麼如何指定每一張表在虛擬記憶體空間的地址呢？
如上圖，沒一張表都有自己的起始地址，但是當變數很多的時候，符號表需要的空間可能會超過程式正文的起始地址，這個時候就會把源程式的表的地址覆蓋掉。當然編譯器沒有這麼傻，它可以提示無法繼續編譯，當然這樣並不合適，另一個辦法就是拿出一部分沒有使用的空間給符號表。造成這個問題的原因就是分頁系統中的虛擬地址是一維的，所以在編譯過程中必須給變數，程式碼分配虛擬地址。這個有點類似沒有采用分頁之前，程序之間使用實體地址導致相互覆蓋的問題。
所以我們可以為不同的表分配自己的空間地址，也就是分段，這樣他們地址都是相對地址，全部編譯完成後確定了每張表的大小，就可以計算出實際的虛擬地址了。
1.2 分段的作用
分頁實際是一個純粹邏輯上的概念，因為實際的程式和記憶體並沒有被真正的分為了不同的頁面。而分段則不同，他是一個邏輯實體。一個段中可以是變數，原始碼或者堆疊。一般來說每個段中不會包含不同型別的內容。而分段主要有以下幾個作用：
- 解決編譯問題： 前面提到過在編譯時地址覆蓋的問題，可以通過分段來解決，從而簡化編譯程式。
- 重新編譯： 因為不同型別的資料在不同的段中，但其中一個段進行修改後，就不需要所有的段都重新進行編譯。
- 記憶體共享： 對記憶體分段，可以很容易把其中的程式碼段或資料段共享給其他程式，分頁中因為資料程式碼混合在一個頁面中，所以不便於共享。
- 安全性： 將記憶體分為不同的段之後，因為不同段的內容型別不同，所以他們能進行的操作也不同，比如程式碼段的內容被載入後就不應該允許寫的操作，因為這樣會改變程式的行為。而在分頁系統中，因為一個頁不是一個邏輯實體，程式碼和資料可能混合在一起，無法進行安全上的控制。
- 動態連結： 動態連結是指在作業執行之前，並不把幾個目標程式段連結起來。要執行時，先將主程式所對應的目標程式裝入記憶體並啟動執行，當執行過程中又需要呼叫某段時，才將該段(目標程式)調入記憶體並進行連結。可見，動態連結也要求以段作為管理的單位。
- 保持相容性
所以在現在的x86的體系結構中分段記憶體管理是必選的，而分頁管理則是可選的。
1.3 與x86-16分段管理的區別
Intel對分段記憶體管理邏輯地址的定義是【段號+段內地址】。在x86-16體系的分段管理中，CPU給出的記憶體地址是16位的段內偏移地址，段的基址從段暫存器中獲得，最後計算出24位的實體地址。 而在IA-32體系中引入了保護模式，每個程序有4G的獨立地址空間，CPU直接給出的是32位的段內偏移地址，段的基址從記憶體中獲得，最後計算出32為的實體地址。他們最大的不同就在於獲取基址的方式以及計算方法。
IA-32為了保持向前相容，保留了CS/DS/ES/SS這4個暫存器，但因為不在從段暫存器中獲得段價值，這4個段暫存器實際上已經失去了原本的作用（但不代表沒有使用）。IA-32在記憶體中使用一張段表來記錄各個段對映的實體記憶體地址（如下圖）。
在譯地的過程中，x86-16是通過16位的段基址和16位的段內偏移不是簡單的相加，而是通過 段值*0x10 + 偏移地址 對基址重定向的方式計算得到實體地址，而IA-32中則相對簡單，不需要對基址重定向，這一點和前面分頁記憶體管理是相似的。而CPU只需要為這個段表提供一個記錄其首地址的暫存器就可以了。 同樣也可以使用TLB來加速。
與x86-16中分段管理另一個不同是，在IA-32中，因為有了獨立的地址空間，對多程式也支援的非常好。而分段可以很好的支援程序間資料的共享。
2. 分段記憶體管理
2.1 段選擇器
在IA-32中保留的CS/DS/ES/SS這4個16位段暫存器不再被解釋為段的基地址，Intel為了保持相容性將這些暫存器的16個位分成3個用於不同功能的域，稱為段選擇器。
其中3-15是選擇子，存放的是段描述符的索引（可以理解為段號），該描述符為64bit用於描述儲存器段的位置、長度和訪問許可權。而段描述符可以分為兩種，全域性描述符(GDT)和區域性描述符(LDT)，對應著第2位，而0,1兩位是表示CPU的許可權級別（0-4級）。在IA-32中一共有6個段選擇器
- CS儲存了程式碼段描述符的索引；
- DS儲存了資料段描述符的索引；
- SS儲存堆疊段描述符索引；
- ES、FS、GS則作為一般用途，可以指向任意的資料段，實現自定義定址。
2.2 段描述符
段描述符就是前面說到的段表中的每一個專案的，一個段描述符由8個位元組組成。它描述了段的特徵。前面提到段描述符可以分為GDT和LDT兩類。通常來說系統只定義一個GDT，而每個程序如果需要放置一些自定義的段，就可以放在自己的LDT中。IA-32中引入了GDTR和LDTR兩個暫存器，就是用來存放當前正在使用的GDT和LDT的首地址。
上面的圖是Linux中不同段的描述符，結構基本是一致的，只有少數字段有差別。其中最重要的就是BASE欄位，一共32位，儲存的是當前段的首地址。 在Linux系統中，每個CPU對應一個GDT。一個GDT中有18個段描述符和14個未使用或保留項。其中使用者和核心各有一個程式碼段和資料段，然後還包含一個TSS任務段來儲存暫存器的狀態。其他的段則包括區域性執行緒儲存，電源管理，即插即用等多個段。而Linux系統中，大多數使用者態的程式都不使用LDT。
2.3 段地址轉換
在IA-32中，邏輯地址是16位的段選擇符+32位偏移地址，段暫存器不在儲存段基址，而是儲存段描述符的索引。
- IA-32首選確定要訪問的段（方式x86-16相同），然後決定使用的段暫存器。
- 根據段選擇符號的TI欄位決定是訪問GDT還是LDT，他們的首地址則通過GTDR和LDTR來獲得。
- 將段選擇符的Index欄位的值*8，然後加上GDT或LDT的首地址，就能得到當前段描述符的地址。（乘以8是因為段描述符為8位元組）
- 得到段描述符的地址後，可以通過段描述符中BASE獲得段的首地址。
- 將邏輯地址中32位的偏移地址和段首地址相加就可以得到實際要訪問的實體地址。
2.4 快取段描述符
為了加速地址轉換的過程，根據程式的區域性性原理，我們可以講當前段暫存器指向的段描述符快取在特定的暫存器中。這裡為6個段暫存器準備了6個用來快取段描述符的非程式設計暫存器。這樣就能加快地址轉換的過程。而僅當段暫存器內容變化時，才有必要去訪問記憶體中的GDT或LDT。
3. 段頁式記憶體管理
分段記憶體管理的優勢在於記憶體共享和安全控制，而分頁記憶體管理的優勢在於提高內利用率。他們之間並不是相互對立的競爭關係，而是可以相互補充的。也就是可以把2種方式結合起來，也就是目前計算機中最普遍採用的段頁式記憶體管理。段頁式管理的核心就是對記憶體進行分段，對每個段進行分頁。這樣在擁有了分段的優勢的同時，可以更加合理的使用記憶體的物理頁。
2.1 段頁式記憶體管理結構
對於段頁式管理來說，我們需要通過段表來儲存每一個段的資訊，通過頁表儲存每個段中虛擬頁的資訊。在段頁管理的系統中，CPU給出的不再是分頁系統中的虛擬地址，而是給出的邏輯地址。（前面2篇有介紹邏輯地址和虛擬地址，簡單的說邏輯地址是二維的，而虛擬地址是一維的，平坦的）。
2.2 段頁式地址轉換
上面的圖簡單的描述了在段頁式記憶體管理的系統中，地址轉換的過程。實際上就是我們前面介紹的分段和分頁地址轉換的結合。
- CPU給出要訪問的邏輯地址；
- 通過分段記憶體管理的地址轉換機制，將邏輯地址轉換為線性地址，也就是分頁系統中的虛擬地址；
- 通過分頁記憶體管理的地址轉換機制，將虛擬地址轉換為實體地址；
4. 總結
這一篇文章主要介紹了IA-32系統中分段式記憶體管理是如何工作的。而目前主流的系統中都採用了段頁相結合的記憶體管理方式，當然不同的系統具體實現起來是不同的。比如在Linux中，所有段首地址都是從0x0000000開始，所以邏輯地址和轉換得到的線性地址完全是一樣的。到這一篇，有關x86的記憶體管理方式以及介紹晚了。記憶體的分頁和分段也決定了程式的編譯，可執行檔案的結構，程式的記憶體佈局等等。這個將在後面介紹到。