分页是操作系统内存管理的重要方式。
在操作系统启动过程中，首先需要从实模式（real mode）进入到保护模式（protect mode）。这时使用的内存管理方式只有段翻译（segment translation）。之后需要开启分页（Page translation）。
段翻译
在仅启用段翻译下，逻辑地址（logical addresses）经过段选择子，翻译到线性地址（linear address），此时线性地址与物理地址（physical address）是一致的。
- 也正是由于线性地址与物理地址是一致的，限制了并行进程（任务）数。在同段下，一个进程的链接地址（link address）与逻辑地址的偏移地址 （offset）是相同的，多个进程同时运行，可能就会互相覆盖，因为你并不知道编译器是如何设置代码的链接地址。
- 采用分段管理时，需要为进程分配出一段大块的连续内存。只有当进程退出时，这些内存才会释放。某些未分配内存由于太小，长时间无法被分配出去，就成了内存碎片，导致内存利用率低。
分页
分页就是为了解决上面的问题的一种方式。在 x86 32 位 CPU 上，我们一般采用二级分页来管理内存。
在分页下，同样需要段翻译。
各种地址
逻辑地址由 selector:offset 组成，比如 cs:eip 。偏移地址（offset）一般等于编译器产生的链接地址。
线性地址由 dir:page:offset 组成，dir 和 page 都占 10 位，offset 占 12 位。
逻辑地址的段选择子（selector）通过段翻译机制得到段起始地址，加上逻辑地址的偏移得到线性地址。
这里段翻译与描述符表有关，可以看上篇源码中有关 GDT 的内容。一般选择子经过翻译后，得到的段起始地址都是 0x0，所以，
$$ 线性地址 == 链接地址 $$
物理地址由线性地址经过页翻译得到。
地址之间的转换如下图：
结构
页目录（page directory），与页表（page table）的条目结构是相同的，如下图。
在页目录里，page frame address 是页表首地址；在页表中，则是物理地址上页帧的首地址。
与书本是不是很相似？
多任务
因为线性地址是等于链接地址的，如果页目录仍相同，那么不同任务经历页翻译后，其物理地址很可能相同，导致互相覆盖。
所以需要使用不同的页目录与页表，即不同的书，才能保证看到的内容不同。这就是 cr3 寄存器的功能，保存当前任务下的页目录，告诉 CPU 现在看的是什么书。
页保护
仔细看 Figure5-10 这张图，每个页条目都相应的权限位。
- P 位表示该条目是否存在，如果通过索引拿到的这个条目 P 位为 0，就表示这个条目是空白的，什么内容都没有。
- R/W 位表示该条目对应的页表或者内存是否可写。1 表示可写。
- U/S 位表示该条目对应的内容，普通用户是否有权限。
R/W 与 U/S 结合：
- U/S 位为 0 时，表示超级用户才能访问对应内存。
- U/S 位为 1 时，如果 R/W 为 0，则普通用户只能读；R/W 为 1时，普通用户可读可写。