虽然x386是支持分段和分页（基于前面分段实现的）两个机制的，而Linux系统变项只支持分页机制。
（1）i386段式管理：逻辑地址（如8086分段机制，CS,SS,DS，ES），线性地址（linux中虚拟地址一样），物理地址（芯片级寻址单元）；i386在实地址模式，对地址，没有保护和检查，无法构建真正的OS；保护模式下，增加FS,GS。段寄存器存放段选择符，根据段寄存器的低3位判别级别和取GDTR，LDTR，高13位找到段描述符（8字节，含有段基址，段大小，描述符类型code or data）。
（2）i386页式管理（页大小固定，换出换入便于管理）：其实由于i386使用段式管理，地址映射就要经历段式和页式两级管理，逻辑地址经段式管理成为线性地址，线性地址经页式管理成为物理地址；i386页式管理采用两级分页机制（页面目录，页目录）。如果dir和page合并时，我们有1K*1K和表项，就有4G个内存寻址范围；如果只用一级表项即只有页面表，则有2^20个页表项，若进程访问不到4G内存，大多数页表项是空的，浪费空间，需占用4B*1M需1K个页面；如果用两级，但是可映射小地址时dir为空，则相应的页目录表项我就可以不使用，如有4M地址，我们只需要使用一个页目录项，4B*1K只存放到一个页面。
（3）i386扩展页式管理：页框指向4MB的物理地址，则Linux不使用中间页表，此时目录项中高20位只有高10位是有用的指向一页数据，4MB为边界。
（4）i386物理地址扩展页式管理（PAE）：4KB映射时，页表中物理地址字段变为24位，则结构体变为36位，所以一个4KB的页面只能有512个页表项了，同理页目录项（8位）只能有512个页目录表项了。cr3和4个pdpt先进行选择页目录项。
（5）linux页式管理，由于要考虑64位CPU的实现，增加中间目录选项PMD，但只有一个表项，做过度作用。由于i386的段式管理，linux姿势将段式管理走走场，预先定义好__USER_DS，__USER_CS，__KERNEL_DS，__KERNEL_CS（linux统一堆栈段和数据段）。所有进程都共用一个GDT，不使用LDT。但每一个进程都有页面目录PGD，根据高10位找到页目录项的索引（含有一个页表），目录项中高20位指向一个页面表（其余位可表示访问权限和状态），在后面添加12个0即可得到页面表指针（页面表也是以4KB为基址）；根据中间10位找到页表中的索引（含有一页数据），页面表中高20位指向物理地址的页面，添加低12位即可得内存页面中的起始地址。
