除了分段管理中的LDT和GDT有较大改动，分页管理中增加了三级分页模型以外，大部分内容可以参考Linux0.12-内存寻址
一、分段管理：
1.Linux中，段基址总是0，逻辑地址与线性地址是一致的。
或者说，在Linux中，没有实际上地使用分段机制
2.一个进程可以使用一个GDT和一个LDT
GDT包含：
（1）LDT在GDT中的描述符
（2）3个局部段描述符
（3）3个与高级电源管理相关的段
（4）5个PnP的BIOS服务程序相关的段
（5）1个特殊的TSS段
（6）1个任务状态段TSS
（7）内核态和用户态的代码段和数据段（共4个）
LDT包含：8191个段
大多数用户态下的Linux程序不使用KDT，因此内核定义了一个缺省的LDT供大多数进程共享。
3.GDT第0项不用，因为防止在加电后段寄存器未经初始化就进入保护模式并使用GDT
二、分页管理：
1.几种分页模型的比较
| 二级分页模型 | 三级分页模型 | 四级分页模型 | |
| 操作系统支持 | Linux2.6.10以前 | Linux2.6.10 | Linux2.6.11 |
| 物理支持 | 32位 | 启用物理地址扩展（PAE）的32位（物理地址36位，线性地址32位） | 64位 |
| 线性地址格式 | 10位PD + 10位PT + 12位offset | 2位PGD + 9位PMD + 9位PT + 12位offset | 9位PGD + 9位PUD + 9位PMD + 9位PT + 12位offset |
| 页表项结构 | 20位物理地址 + 12位标志位 | 24位物理地址 + 12位标志位 | |
| 页面大小 | 4K | 4K | |
| 页框数 | 2^20 | 2^24 | |
| 页表项大小 | 4B | 8B | |
| 页表总大小 | 4MB | 128MB | |
| 一页页表包含的页表项数 | 1024 | 512 |
计算方法：
页框大小 = 2 ^ offset
页框数 = 物理内存大小 / 页框大小
页表项大小 = 页表长度 / 8
页表总大小 = 页框数 * 页表项大小
一页页表包含的页表项 = 页面大小 / 页表项大小
几级分布就要访问几次内存
2.为了缓解CPU与RAM之间的速度不匹配，在分页单元与主内存之间，插入一个高速缓存单元cache。
N路组关联的高速缓存：主存中的任意一个行可以存放在高速缓存N行中的任意一行。
访问一个RAM存储单元时，先与高速缓存中的这N行进行匹配
3.为了加快线性地址的转换，引入了TLB
当CPU的cr3寄存器被修改时，本地TLB自动无效
cr3存放的是PD的基址（这是一个物理地址）、
分段没有类似的机制，因为段址是二维的。
4.为了使二级页表模型与三级页表模型兼容，当使用二级页表时，页中间目录仅含有一个指向下属页表的目录项
5.主内核页全局目录：
内核维持着一组自己使用的页表，驻留在主内核页全局目录中
主内核页全局目录的最高目录项部分作为参考模型，为系统中的每个普通进程对应的页全局目录项提供参考模型
内核页表的初始化是的实模式下进行的，此时分页功能还没有启用。具体过程参见Linux2.6物理内存管理
6.内核线程并不拥有自己的页表集，它们使用刚在CPU上执行过的普通进程的页表集
内核线程不访问用户态地址空间。
7.内存寻址过程中出现页面异常时的处理过程：
图中的连线没画箭头，都是从左往右指