话说这个80286搞出来的保护模式，又是分段又是分页，从前没好好研究过，从来就没有搞清楚过……
家里翻到一本老教材，《微型计算机技术及应用——从16位到32位》，里面讲80386的章节，终于基本上讲清楚了……
假设现在是即分段又分页的情况……

首先，程序里面引用一个地址，其实指的都是逻辑地址。这样的引用需要两部分数据：段选择子以及段内偏移量。
然后么，段选择子基本上就放在老的段寄存器里面，不过现在是起一个索引的作用。
段选择子其实分几部分。总共16位，前13位是个索引，接下来1位指定是到LDT还是GDT里面找。最后两位是特权级。
LDT和GDT，一个是局部描述符表，一个是全局描述符表，反正是两张表，存了一大堆的段描述符。表的位置放在LDTR和GDTR两个寄存器里面。
现在研究内存访问，所以只讨论存储段描述符，每个8个字节，包括了段的开始地址（32位）、界限（20位），还有一堆标志什么的。
用前面那个索引，从LDT或GDT里面找到描述符，然后就有了段基地址。之前需要检查偏移量符合界限，以及其他各种权限之类的检查。
最后加上偏移量，我们就得到了线性地址～ 分段部分完成～

然后，线性地址有32位。把它分为3段：10位，10位，12位。
系统有一堆控制寄存器，其中，CR3里面，保存着页目录的基地址。
页目录也是一个表，每项4个字节，每个里面都有一个页表基地址…… 当然还有一堆别的东西，什么权限、标志之类的……
线性地址的第一段，10位，就是这个表的索引。把它乘以4（每项4个字节么……），加上CR3里面的基地址，就有了页表的基地址……
页表的结构也差不多，也是4个字节一项。用线性地址第二段，10位，乘以4，加上页表基地址，就有了页基地址……
最后，拿第三段，12位，加上业基地址，终于…… 我们得到了物理地址！

接下来么，做一些数学计算。
页内偏移量（线性地址第三段）有12位，2^12=4*1k=4k，和一页大小为4k吻合～
线性地址前两段，每段10位，对应的表可以有1k项。所以，经过这两级，可以索引1M个页。每个页4k那么大，所以…… 总共4G。
其实这个计算很NC对吧…… 总共32位，没有1位浪费，全都用来索引的情况下，当然可以索引2^32=4G……
然后，一个页表有多大呢？一项4字节，共1024字节，所以一个页表4k大。总共1k个页表，所以页表总共占4M那么多地方。
页目录表么，就4k大啦，比起页表也不算什么……
然后，段的界限只有20位，2^20=1M，难道一个段只有1M那么大？其实剩下的标志里面有一个粒度位G，能够指定界限以1字节还是4k为单位。
以4k为单位的时候，就能有1M*4k=4G那么大的段，这个就很完美了么～
段选择子有16位，因此最多有2^16=65536个段，真多……

然后，这样n级转换不是很慢么，所以系统里还有转换缓冲区。貌似这个区操作系统还可以控制，让哪些转换结果留在缓冲里面，这样下次碰见一个逻辑地址就不用多级转换了……
另外，程序用到段选择子的时候，必然都在6个段寄存器里。所以，每次把东西扔到段寄存器里面去，CPU就把对应的段描述符装到一个隐藏的寄存器里面，这样，大部分时间就不用去查LDT/GDT之类的了……