你好，我是 yes，
關于記憶體訪問你可能聽過分段，分頁，還有段頁式，
但是為什么要分段？又為什么要分頁？
有了分頁為什么還要分段？
這就需要看一看歷史的發展，知曉歷史之后就知道這一切其實都是自然而然的，
這些概念也不是硬塞出來的，
正文
1971 年 11 月 15 日，Intel 推出世界第一塊個人微型處理器 4004（4位處理器），
隨后又推出了 8080（8 位處理器），
那時候訪問記憶體就只有直白自然的想法，用具體物理地址，
所有的記憶體訪問就是通過絕對物理地址去訪問的，那時候還沒有段的概念，
段的概念是起源于 8086，這個 16 位處理器，
限于當時的技術背景和經濟，暫存器只有 16 位，而地址總線是 20 位，
那 16 的位的暫存器如何能訪問 20 位的地址？
2 的16 次方如果直著來如何能訪問到 2 的 20 次方所表達的數？
直著來是不可能的，因此就需要操作一下，
也就是引入段的概念，讓 CPU 通過**「段基地址+段內偏移」**來訪問記憶體，
有人可能就問你這都只有 16 位，兩個 16 位加起來最多只能表示 17 位呀，
你說的沒錯，
所以再具體一點的計算規則其實是：段基地址左移 4 位（就是乘16）再加上段內偏移，這樣得到的就是 20 位的地址，
比如現在的要訪問的記憶體地址是0x05808，那么段基地址可以是 0x0580，偏移量就是 0x0008，
這樣記憶體的尋址空間就擴大到 20 位了，
至于為什么稱之為段，其實就是因為暫存器只有 16 位一段只能訪問 64 KB，所以需要移動基地址，一段一段的去訪問所有的記憶體空間，
對了，專門為分段而生的暫存器為段暫存器，當時里面直接存放段基地址，
不過漸漸地人們就考慮到安全問題，因為在這個時候程式之間的地址沒有隔離，我的程式可以訪問你的程式地址，這就很不安全，
于是在 1982 年 80286 推出時，就有了保護模式，
其實就是 CPU 在訪問地址的時候做了約束，會判斷地址是否在允許的范圍內，會判斷當前的程式對目的地址是否有訪問權限，
搞了個 GDT （全域描述符表）存放所有段描述符，
段暫存器里面也不是直接放段基地址了，而是放了一個叫選擇子的東西，
大致可以認為就是段描述符的索引，也就是通過這個索引去找到段描述符，所以叫選擇子，
這個選擇子里面還有一點屬性，
這個 T1 就是標明要去哪個表找，而 RPL 就是特權級了，一共分為四層，0 為最高特權級，3 為最低特權級，
當地址訪問時，如果 RPL 的權限低于目標特權級（DPL）時，就會拒絕訪問，于是就起到了保護的作用，
所以稱之為保護模式，之前的那種沒有判斷權限的稱之為實模式，
當時 80286 的地址總線已經是 24 位，但是用于尋址的通用暫存器還是 16 位，雖然段基地址的位數已經足夠訪問到 24 位（因為已經放到 GDT 中，且有 24位），
但是因每次一段只有 64 KB，這樣訪問就很不方便，需要不斷的更換段基地址，于是 80286 很快就被淘汰，換上了 80386，
這是 Intel 第一代 32 位處理器，
除了段暫存器還是 16 位之外，地址總線和暫存器都是 32 位，這就意味著以前為了尋址搞的段機制其實沒用了，
因為單單段內偏移就可以訪問到 4GB 空間，但是為了向前兼容段機制還是保留了下來，段暫存器還是 16 位是因為夠用了，所以沒必要擴充，
不過上有政策，下有對策，
雖說段機制保留了，但是咱可以“忽悠”著用，把段基值都設定為 0 ，就用段內偏移地址來訪問記憶體空間就好了，
這其實就意味著每個段的起始地址都是一樣的，那就等于不分段了，這就叫平坦模式，
Linux 就是這樣實作的，
那為什么要分頁？
因為分段粒度太粗了，導致記憶體碎片大，不利于管理，
當時加載到記憶體等于一個段都得搞到記憶體中，而段的范圍過大，舉個例子，
假設此時你有 200M 記憶體，此時有 3 個應用在運行，分別是 LOL、chrome、微信，
此時記憶體中明明有 30MB 的空閑，但是網易云加載不進來，這記憶體碎片就有點大了，
然后就得把 chrome 先換到磁盤中，然后再讓 chrome 加載進來到微信的后面，這樣空閑的 30MB 就連續了，于是網易云就能加載到記憶體中了，
但是這樣等于要把 50MB 的記憶體來個反復橫跳，磁盤的訪問太慢了，所以效率就很低，
總體而言可以認為分段記憶體的管理粒度太粗了，所以隨著 80386 就出來了個分頁管理，一個更加精細化的記憶體管理方式，
簡單地說就是把記憶體等分成一頁一頁，每頁 4KB 大小，按頁為單位來管理記憶體，
你看按一頁一頁來管理這樣就不用把一段程式都加載進記憶體，只需要將用到的頁加載進記憶體，
這樣記憶體的利用率就更高了，能同時運行的程式就更多了，
并且由于一頁就 4KB， 所以記憶體交換的性能問題得以緩解，畢竟只要換一定的頁，而不需要整個段都換到磁盤中，
對應的還有個虛擬記憶體的概念，
分頁機制構造了一個虛擬記憶體空間，讓每個行程誤以為自己掌控所有的記憶體，
再具體一點就是每個行程都有一個頁表，頁表中有物理頁號和屬性，這樣尋址的時候通過頁表就能利用虛擬地址找到對應的物理地址，
屬性用來做權限的一些管理，
就理解為行程想要記憶體中的任意一個地址都行，沒問題，反正背地里偷偷的會換成可以用的物理記憶體地址，
如果物理記憶體滿了也沒事，把不常用的記憶體頁先換到磁盤中，即 swap，騰出空間來就好了，到時候要用再換到記憶體中，
上面提到的虛擬地址也叫線性地址，簡單地說就是通過繞不開的段機制得到線性地址，然后再通過分頁機制轉化得到物理地址，
最后
至此我們已經知曉了為什么有分段，又有分頁，還有段頁式，
一開始限于技術和成本所以暫存器的位數不夠，因此為了擴大尋址范圍搞了個分段訪問記憶體，
而隨后技術起來了，位數都擴充了，暫存器其實已經可以訪問全部記憶體空間了，所以分段已經沒用了，
但是為了向前兼容還是保留著分段訪問的形式，并且隨著軟體的發展，同時運行各種行程的需求越發強烈，
為了更好的管理記憶體，提高記憶體的利用率和記憶體互動性能引入了分頁管理，
所以就變成了先分段，然后再分頁的段頁式，
當然也可以和 Linux 那樣讓每一段的基地址都設為 0 ，這樣就等于“繞開”了段機制，
至此今天的內容就差不多了，這篇文章沒有深入具體的分段和分頁的細節，之后再作一篇文章來闡述細節，
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