雖然x386是支援分段和分頁（基于前面分段實作的）兩個機制的，而Linux系統變項隻支援分頁機制。
（1）i386段式管理：邏輯位址（如8086分段機制，CS,SS,DS，ES），線性位址（linux中虛拟位址一樣），實體位址（晶片級尋址單元）；i386在實位址模式，對位址，沒有保護和檢查，無法建構真正的OS；保護模式下，增加FS,GS。段寄存器存放段選擇符，根據段寄存器的低3位判别級别和取GDTR，LDTR，高13位找到段描述符（8位元組，含有段基址，段大小，描述符類型code or data）。
（2）i386頁式管理（頁大小固定，換出換入便于管理）：其實由于i386使用段式管理，位址映射就要經曆段式和頁式兩級管理，邏輯位址經段式管理成為線性位址，線性位址經頁式管理成為實體位址；i386頁式管理采用兩級分頁機制（頁面目錄，頁目錄）。如果dir和page合并時，我們有1K*1K和表項，就有4G個記憶體尋址範圍；如果隻用一級表項即隻有頁面表，則有2^20個頁表項，若程序通路不到4G記憶體，大多數頁表項是空的，浪費空間，需占用4B*1M需1K個頁面；如果用兩級，但是可映射小位址時dir為空，則相應的頁目錄表項我就可以不使用，如有4M位址，我們隻需要使用一個頁目錄項，4B*1K隻存放到一個頁面。
（3）i386擴充頁式管理：頁框指向4MB的實體位址，則Linux不使用中間頁表，此時目錄項中高20位隻有高10位是有用的指向一頁資料，4MB為邊界。
（4）i386實體位址擴充頁式管理（PAE）：4KB映射時，頁表中實體位址字段變為24位，則結構體變為36位，是以一個4KB的頁面隻能有512個頁表項了，同理頁目錄項（8位）隻能有512個頁目錄表項了。cr3和4個pdpt先進行選擇頁目錄項。
（5）linux頁式管理，由于要考慮64位CPU的實作，增加中間目錄選項PMD，但隻有一個表項，做過度作用。由于i386的段式管理，linux姿勢将段式管理走走場，預先定義好__USER_DS，__USER_CS，__KERNEL_DS，__KERNEL_CS（linux統一堆棧段和資料段）。所有程序都共用一個GDT，不使用LDT。但每一個程序都有頁面目錄PGD，根據高10位找到頁目錄項的索引（含有一個頁表），目錄項中高20位指向一個頁面表（其餘位可表示通路權限和狀态），在後面添加12個0即可得到頁面表指針（頁面表也是以4KB為基址）；根據中間10位找到頁表中的索引（含有一頁資料），頁面表中高20位指向實體位址的頁面，添加低12位即可得記憶體頁面中的起始位址。
