基本概念
将内存切分为等大小的页面，例如一个页位4096 B = \(2^{12}\) B，也就是4 KB。这样，内存的最小单位变成了4 KB。
4 GB (\(2^{32}\) B) 的内存地址范围为：0x 0000 0000 ~ 0x FFFF FFFF
4 KB 的内存范围为：0x 0000 0000 ~ 0x 0000 0FFF
也就是说，如果要变成以4 KB为一页来管理内存，地址就变成了
0x FFFF F000 ~ 0x FFFF FFFFF
.
.
.
.
0x 0000 2000 ~ 0x 0000 2FFF
0x 0000 1000 ~ 0x 0000 1FFF
0x 0000 0000 ~ 0x 0000 0FFF
这样的排布，也就是说，4 GB被分为 \(2^{32-12} = 2^{20}\) 个大小为4 KB的块。
这样，地址的高20位，对应着16进制地址的高5位，就代表了分页地址。找一个地方把这高20位保存起来，再加上12位的页属性，就变成了一个4个字节大小的，页表项或者叫做分页入口。
页表 Page Table | 分页
页地址高20位+页属性 | 0x FFFF F000 ~ 0x FFFF FFFFF
. | .
. | .
. | .
. | .
页地址高20位+页属性 | 0x 0000 2000 ~ 0x 0000 2FFF
页地址高20位+页属性 | 0x 0000 1000 ~ 0x 0000 1FFF
页地址高20位+页属性 | 0x 0000 0000 ~ 0x 0000 0FFF
左边的页表，总共\(2^{20}\)个页表项，一个页表项是4 个字节，也就是 \(2^{2+20} = 2^{22}\) = 4 MB的大小，即页表大小是4 MB就可以管理整个4 GB大小的所有内存空间。
这个4 MB的页表也同样用4 KB的分页来管理，\(\frac{4MB}{4KB}=\frac{2^{22}}{2^{12}}=2^{10}=1024\) ，所以总共4MB的页表也被划分为了1024个分页。
一个分页中，有\(\frac{4KB}{4}=\frac{2^{12}}{2^2}=1024\) 个页表项。
这1024个页表，放在内存中，不是专门有一个区域的，也就是可能完全杂乱随机，不按照顺序存放的。因此，我们需要一个页表目录，去存放记录页表项的入口都在哪里。
仍然是使用4个字节来存放页表入口（4个字节：页表地址高20位+页表属性），因为我们是32位的系统，总共1024个页表项，那就是\(2^{12}\)=4KB大小的页表目录，刚好是一个分页的大小。其实这都是严格设计的，保证了数据结构的4K对齐。
使用专门的寄存器CR3，来保存页目录的起始地址。
之前有说过，为了简化内存的管理，会使用平坦内存模型。也就是每个段都是4GB，每个段的起始地址都是0x 0000 00000。因此，每个段的区别是读写访问权限的不同。
分页地址计算
加上了今天的内存分页之后，物理地址的计算就变成：
逻辑地址（段选择子+偏移地址） --分段机制找到段基地址--> 线性地址（虚拟地址）（段基地址+偏移地址） --分页机制--> 物理地址
每个32位的线性地址被划分为三个部分：页目录索引（10位），页表索引（10位）：偏移（12位即4K）。
首先根据分段机制，计算出来了线性地址。依据下面的步骤进行地址转换：
1、 装入进程的页目录地址（操作系统在调度进程时，把这个地址装入CR3寄存器），CR3中的值是预先存储好的。
2、 根据现行线性地址的前10位，在页目录中找对应的索引项，页目录中的项是一个页表的地址。
3、 根据线性地址的中间10位，在页表中找到页的起始地址。
4、 将页的起始地址与线性地址的最后12位相加，得到物理地址。
这样的二级模式是可以覆盖4G的物理地址空间的。
64位时代
CPU进入了64位时代之后，分段机制逐渐被弱化。但是，为了保证兼容性，没有被抛弃，段机制也无法完全关闭，而是通过将所有的段基址全部都当作0，而且忽略段选择子中的段界限的大小。
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段寄存器中的DS/ES/SS被直接忽略，而FS/GS/CS只关注其中的几位，也就是一部分属性的大小。
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这样，就进入了平坦模式。只需要关注Paging的几种方法
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