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分阶段内存管理
在16位的8086时代，CPU为了能够寻址16位以上的地址能够表示的最大空间(64KB )，引入了分段寄存器。
通过将内存空间分割为几个段，并使用段基地址段内的偏移量访问内存，现在可以访问1MB的内存空间
此时，段寄存器有4个，分别指不同的段。
cs:代码段
ds:数据段
ss:堆栈段
es :扩展段
此时，段寄存器中存储有基于段的地址。 请注意。 地址。
从ip寄存器读出指令时，实际上是cs:ip，从sp寄存器访问堆栈时，实际上是ss:sp。
当我看到网上很多文章介绍段存储器，介绍段寄存器的时候，就停在这里了，但实际上进入32位时代后情况发生了很大的变化，只说上面的部分其实会误导很多人。
变化1 :
在32位时代，分段寄存器中增加了fs、gs两个。 这两个段寄存器有特殊的用途。
备选方案2 :
存储在段寄存器中的不是基于段的地址，而是称为段选择器的地址。 请注意。 所有的变化都从这里开始。
段寄存器为16位宽，本来这16位是物理内存地址，现在变成了这样的结构。
实际上，当前的级寄存器存储有编号。 几号？ 表中表项的编号，该表可以是全局描述符表GDT，也可以是本地描述符表LDT。
那到底是哪个表？ 由段选择器的倒数第三位决定。 如果这个位数为0，则为GDT，否则为LDT。
那这两个表是什么？ 表里装的是什么？ 你怎么指定地址？
这两个表中的表条目称为段描述符，用于描述内存段的信息，包括段的基地址、最大长度和访问属性。 这个长度如下所示。
CPU中分别添加了指向两个表(gdtr和ldtr )的寄存器。
在寻址时，CPU首先基于段寄存器的号码，通过gdtr或ldtr来GDT/LDT检索对应的段描述符，然后检索该段的基地址，最后结合段内的偏移并记录
也就是说，在16位模式下，段寄存器中是直接地址，相当于指针，但变为32位时则成为句柄或辅助指针。
基于分页的内存管理
与分级内存管理相比，分级内存管理可能更熟悉。
操作系统以“页”为单位将内存空间分为许多页。 此页面的大小默认为4KB。 每个进程都有一个虚拟的、完整的地址空间，进程使用的页面映射到实际的物理内存。 程序使用的地址是虚拟地址，CPU在运行时自动翻译为实际的物理地址。既然要翻译，就需要有记录虚拟地址和物理地址映射关系的地方，只有基于这种关系才能完成翻译。
这种映射关系由页面表完成。
页表用于记录虚拟内存页与物理内存页之间的映射关系，每个页表条目都记录页的映射关系。 但是，由于进程的地址空间很大，计算所需的页表条目也非常多。 实际上，进程地址空间中的许多页没有实际使用，也没有映射关系是徒劳的。
为了解决这个问题，CPU引入了多级页表机制。 32位通常是2级页面表。 如下所示。
将虚拟地址分为页面目录索引、页面表索引、页面内偏移量三个段。
如果线程切换时同时发生进程切换，则CPU中的CR3寄存器将加载当前进程的页面目录地址。
寻址时，通过CR3在等级1按下表索页，最终找到对应的物理存储器页，结合页内的偏移值，实现最终的存储器寻址。
现代操作系统的实际情况
一旦学习了这两种内存管理方式，很多人就会变得无知。
目前，操作系统使用的是什么方式？ 好像是寻呼，为什么好像还有分段寄存器？ 到底怎么样了呢？
结论是，答案是组合了分割寻呼的存储器管理方式
首先，明确前提是非常重要的。 无论是分区还是分页，这都是x86架构CPU的内存管理机制，这两者同时存在。 在保护模式下，操作系统并不是二者择一的。
既然是同时存在的，为什么现在翻译内存地址的时候，在分页的故事中，很少谈分段的事情呢？
这一切都是因为一个原因。 操作系统通过巧妙的设置“屏蔽”了该段的存在。
接下来分析一下OS是怎么实现那个的。 彻底弄清楚背后猫的厌倦！
分段寄存器
让我们从段寄存器开始。 在windows7的32位系统上使用调试器(我使用的WinDbg )自由调试程序。 真的，自由地使用记事本、浏览器和Word调试谁想看。
让我们在插队的上下文中看看。 程序运行期间，段寄存器里有什么？
让我们来看看几个主要的段寄存器的内容。
cs: 001b
ds: 0023
ss: 0023
es: 0023
PS:的结果可能因Windows版本而异，但这并不重要，也不影响问题分析。
只有0x001b和0x0023两个值。 如前所述，这不是地址，而是段选择器。 让我们根据段选择器的格式展开，看看这两个值指向哪个段描述符。十六进制： 001b
二进制： 0000000000011 0 11
段编号： 3
表型： GDT
权限级别： Ring3
十六进制数： 0023
二进制： 00000000100 11
段编号： 4
表型： GDT
权限级别： Ring3
也就是说，cs段是指GDT的第三个条目，其他三个寄存器是指GDT的第四个条目。
接下来，让我们来看看这个神秘的GDT到底是什么。 虽然很多人学习了内存管理，但是可能还没有见过实际的GDT中包含了什么样的数据。
GDT位于操作系统的内核地址空间中，在Windows中有两种显示方法。 一个是Windbg，另一个是一些ARK工具，我会选择在这里使用PChunter这个神器进行显示。
如上所述，GDT中的表项是段描述符，这是一种相对复杂的数据格式。 幸运的是，这个神器解析了段描述符，使用表格字段进行了展示，所以我们看起来很轻松。
不说多余的话，让我们来看看这个神秘的GDT :
请注意第三个表项目和第四个表项目哦。 看看那些基地址。 都是0x00000000。
再看看它们的极限值，都是0x000FFFFF。 请注意，此限制的单位不是字节，而是第——页。 如果该值乘以页面大小4KB，则为0xFFFFF000。 也就是说，该段的上限为0xFFFFF000页，如果添加该页的大小，则为0xFFFFFFFF
所以，重点来了！ 看到了吗？ GDT的第三和第四个表项中介绍的这两个段的基地址为0x00000000，整个段的大小为0xFFFFFFFF。 这意味着什么？ 也就是说，整个进程的地址空间实际上是段。
也就是说，进程的代码段、数据段、堆栈段、扩展段这4个段全部重叠，并且整个进程地址空间共计4GB为一个段。
虽然说是段子，但实际上等于没有分开。 除此之外，段的基地址都是0，进行地址翻译时，段是否存在没有太大变化。
一句话总结，操作系统被这样划分，实际上就是将该划分虚构了！
以上是Windows的情况，让我们再来看看Linux的情况。
使用GDB自由调试ELF32的可执行文件，使用info r命令确认寄存器的状况。
段寄存器有0x23和0x2b两种。十六进制数： 0023
二进制： 00000000100 11
段编号： 4
表型： GDT
权限级别： Ring3
十六进制： 002B
二进制： 0000000000101 0 11
段编号： 5
表型： GDT
权限级别： Ring3
因为在Linux上没有找到可以直接用什么命令和工具看GDT的方法(如果记得的话请一定要告诉我哦)，所以我去源代码中寻找了答案：
看到了吗？ 这两部分中描述的段与Windows相同，基地址为0，大小为4GB。
Windows和Linux都选择了这样将CPU架空的分段存储器管理机构。
但是，这两种操作系统都是这种情况，但并不意味着分段机制没有完全使用，要知道CPU的任务管理TSS还需要使用。
文/上海蓝盟 IT外包专家
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