实模式和保护模式虚拟地址映射
1、CPU位数：CPU的计算能力，ALU数字逻辑单元一次性能计算的最长的整数，
ALU一次能处理的的数据宽度
数据总线的条数。
2、CPU的数据位数和地址位数不对等
8080、8085 ：8位芯片，地址总线都是16条，寻址2^16=64K
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从8086开始，cpu增加了CS DS SS ES 四个（16位）寄存器
IP寄存器：16位，IP寄存器放偏移量：（偏移量，偏移地址，逻辑地址，一个内存段上的偏移量）
X86体系
8086、80186：16位芯片，地址总线是20位，寻址2^20=1M
80286、80386：32位芯片，地址总线为
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3、8086芯片时，操作系统不存在，不存在权限控制，访问模式为实模式，直接访问物理地址
【****8086*****】===访问模式： 实地址模式 ， 实模式
段寄存器用来放内存起始地址的高16位 （段基址）
为了将20位地址存放到16位的段寄存器，规定每个内存段起始地址都是16的倍数，即低四位全为0。所以段寄存器用来存内存起始地址的高16位
寻址方式：首先指令译码器翻译指令确定需要访问的段寄存器
CS DS SS ES 四个（16位）寄存器
实模式地址映射：（内存分段的地址映射）
段寄存器 <<4 + IP寄存器 ===》 物理地址
（内存段的起始地址 （一个内存段上的偏移量
放到地址总线 逻辑地址）
段基址）
4、保护模式应该记录
内存段的起始地址、内存段的大小、内存的访问权限
【****80386*****】
段寄存器用来存段描述符表的下标
GDTR用来存全局段描述符表GDT的起始地址
保护模式下内存分段的地址映射
GDT[段寄存器>>3].BaseAddr + (IP,Length) ==》 线性地址
（IP偏移量与Length比较
防止访问越界
逻辑地址）
得到线性地址后，检测内核是否开启内存分页机制（CR0 PG位），
未开启（CR0 PG位为0）：线性地址就是物理地址
开启（CR0 PG位为1）：线性地址（虚拟地址）=》页面多级映射=》物理地址
保护模式下内存分页的地址映射
线性地址（虚拟地址）分为三部分：10 10 12
10位 10位 12位
xxxxxxxxxx xxxxxxxxxx xxxxxxxxxxxx
页目录的下标 页表的下标 物理页面上的偏移量
PG PT 物理页面（物理页面的框号）
一个页面 4K 一个页表4K 2^12=4K
4*1024=4K 1024个页表
二级映射：
一个PG有1024项，一个PG项映射了1024个PT，1个PT映射4K的物理页面 1024*1024*4K=4G
二级页目录页表映射能映射4G的物理内存。把32位Linux内核下一个进程4G的地址空间全部映射完。
每个进程都有自己的页目录和页表。
（1）在页目录的一项中有4个字节，32位。因为所存的PT都是4K的整数倍，所以低12位都是0，不用存。所以在PG中用20位存PT的起始地址，多余的12位存权限。
（2）在PT的一项中有4个字节，32位。因为所存的物理页面都是4K的整数倍，所以低12位都是0，不用存。所以在PT中用20位存物理页面的地址0x00001,0x00002,0x00003，多余的12位存权限。其中最后一位是：
present位，0：页表项所对应的物理页面在交换分区中；
1：页面在物理内存当中
（1）物理页面还没分配过
（2）物理页面在交换分区中
（3）物理页面是一个活动页面
（3）在物理页面中，物理页面地址为32位，因为所存的物理页面的起始地址都是4K整数倍，所以低12位都为0，不用存。则地址都为0x00001,0x00002,0x00003
5、段页式虚拟地址映射
CPU内总线发出的地址，逻辑地址
软件：进程页目录，页表，CR3寄存器，全局段描述符表存在内存上
硬件计算：逻辑地址====MMU内存管理单元映射=====》物理地址
