linux内存分页
计算机的存储空间问题相信大部分的管理员都有不同的处理方式。今天我们就一起来了解一下，在linux系统中，交换空间的具体使用情况是什么。希望通过对本文的阅读，大家对于linux系统有更多的了解，下面就开始今天的主要内容吧。
交换空间
交换空间是现代Linux系统中的二种内存类型。交换空间的主要功能是当全部的RAM被占用并且需要更多内存时，用磁盘空间代替RAM内存。
例如，假设你有一个8GBRAM的计算机。如果你启动的程序没有填满RAM，一切都好，不需要交换。假设你在处理电子表格，当添加更多的行时，你电子表格会增长，加上所有正在运行的程序，将会占用全部的RAM。如果这时没有可用的交换空间，你将不得不停止处理电子表格，直到关闭一些其他程序来释放一些RAM。
内核使用一个内存管理程序来检测近没有使用的内存块(内存页)。内存管理程序将这些相对不经常使用的内存页交换到硬盘上专门指定用于“分页”或交换的特殊分区。这会释放RAM，为输入电子表格更多数据腾出了空间。那些换出到硬盘的内存页面被内核的内存管理代码跟踪，如果需要，可以被分页回RAM。
Linux计算机中的内存总量是RAM+交换分区，交换分区被称为虚拟内存.
Linux交换分区类型
Linux提供了两种类型的交换空间。默认情况下，大多数Linux在安装时都会创建一个交换分区，但是也可以使用一个特殊配置的文件作为交换文件。电脑培训http://www.kmbdqn.cn/发现交换分区顾名思义就是一个标准磁盘分区，由mkswap命令指定交换空间。
如果没有可用磁盘空间来创建新的交换分区，或者卷组中没有空间为交换空间创建逻辑卷，则可以使用交换文件。这只是一个创建好并预分配指定大小的常规文件。然后运行mkswap命令将其配置为交换空间。除非绝对必要，否则我不建议使用文件来做交换空间。(LCTT译注：Ubuntu近来的版本采用了交换文件而非交换空间，所以我对于这种说法保留看法)
Ⅱ Linux内存系统
维基网络——虚拟内存定义
All about Linux swap space
Linux将物理RAM （Random Access Memory） 划分为称为页面的内存块。交换是将一页内存复制到硬盘上的预配置空间（称为交换空间）以释放改内存页面上的过程。物理内存和交换空间的组合就是可用的虚拟内存量。
虚拟内存的那点事儿
进程是与其他进程共享CPU和内存资源的。为了有效的管理内存并减少出错，现代操作系统提供了一种对主存的抽象概念，即：虚拟内存（ Virtual Memory ）。 虚拟内存为每个进程提供一个一致的，私有的地址空间，每个进程拥有一片连续完整的内存空间。
正如 维基网络 所说，虚拟内存不只是“使用硬盘空间来扩展内存”的技术。 虚拟内存的重要意义是它定义了一个连续的虚拟地址空间， 使得程序编写难度降低。并且， 把内存扩展到硬盘空间只是使用虚拟内存的必然结果，虚拟内存空间会存在硬盘中，并且会被全部放入内存中缓冲（按需），有的操作系统还会在内存不够的情况下，将一进程的内存全部放入硬盘空间中，并在切换到进程时再从硬盘读取 （这也是Windows会经常假死的原因...）。
虚拟内存主要提供了如下三个重要的能力：
内存通常被组织为一个由M个连续的字节大小的单元组成的数组。每个字节都有一个唯一的物理地址 （Physical Address PA） ，作为到数组的索引。
CPU访问内存最简单直接的方法就是使用物理地址，这种寻址方式称为 物理寻址 。
现代计算机使用的是一种被称为虚拟寻址 （Virtual Addressing） 的寻址方式。 使用虚拟寻址，CPU需要将虚拟地址翻译成物理地址，这样才能访问到真实的物理内存。
虚拟寻址需要硬件与操作系统之间相互合作。 CPU中含有一个被称为内存管理单元 （Memory Management Unit，MMU） 的硬件，它的功能是将虚拟地址转换称为物理地址，MMU需要借助存放在内存中的 页表 来动态翻译虚拟地址，该页表由操作系统管理。
分页表是一种数据结构，它用于计算机操作系统中虚拟内存系统，其存储了虚拟地址到物理地址之间的映射。虚拟地址在访问进程中是唯一的，而物理地址在硬件（比如内存）中是唯一的。
在操作系统中使用 虚拟内存 ，每个进程会认为使用一块大的连续的内存，事实上，每个进程的内存散布在 物理内存 的不同区域。或者可能被调出到备份存储中（一般是硬盘）。当一个进程请求自己的内存，操作系统负责把程序生成的虚拟地址，映射到实际存储的物理内存上。操作系统在 分页表 中存储虚拟地址到物理地址的映射。每个映射被称为 分页表项（page table entry ,PTE） 。
在一个简单的地址空间方案中，由虚拟地址寻址的页与物理内存中的帧之间的关系。物理内存可以包含属于许多进程的页。如果不经常使用，或者物理内存已满，可以将页面分页到磁盘。在上图中，并非所有页面都在物理内存中。
虚拟地址到物理地址的转换（即虚拟内存的管理）、内存保护、CPU高速缓存的控制。
现代的内存管理单元是以 页 的方式，分割虚拟地址空间（处理器使用的地址范围）的；页的大小是2的n次方，通常为几KB（字节）。地址尾部的n位（页大小的2的次方数）作为页内的偏移量保持不变。其余的地址位（address）为（虚拟）页号。
内存管理单元通常借助一种叫做转译旁观缓冲器（Translation Lookaside Buffer，TLB）和相联高速缓存来将虚拟页号转换为物理页号。当后备缓冲器中没有转换记录时，则使用一种较慢的机制，其中包括专用硬件的数据结构或软件辅助手段。这个数据结构称为 分页表 ，页表中的数据叫做 分页表项 （page table entry PTE）。物理页号结合页偏移量便提供了完整的物理地址。
页表 或 转换后备缓冲器数据项应该包括的信息有：
有时候，TLB和PTE会 禁止对虚拟页访问 ，这可能是因为没有RAM与虚拟页相关联。如果是这种情况，MMU将向CPU发出页错误的信号，操作系统将进行处理，也许会寻找RAM的空白帧，同时建立一个新的PTE将之映射到所请求的虚拟地址。如果没有空闲的RAM，可能必须关闭一个已经存在的页面，使用一些替换算法，将之保存到磁盘中（这被称为页面调度）。
当需要将虚拟地址转换为物理地址时，首先搜索TLB，如果找到匹配（TLB）命中，则返回物理地址并继续存储器访问。然而，如果没有匹配（称为TLB未命中），则MMU或操作系统TLB未命中处理器通常会查找 页表 中的地址映射以查看是否存在映射（页面遍历），如果存在，则将其写回TLB（这必须完成，因为硬件通过虚拟存储器系统中的TLB访问存储器），并且重启错误指令（这也可以并行发生）。此后续转换找到TLB命中，并且内存访问将继续。
虚拟地址到物理地址的转换过程，如果虚拟内存不存在与TLB，转换会被重置并通过分页表和硬件寻找。
通常情况下，用于处理此中断的程序是操作系统的一部分。如果操作系统判断此次访问有效，那么 操作系统会尝试将相关的分页从硬盘上的虚拟内存文件调入内存。 而如果访问是不被允许的，那么操作系统通常会结束相关的进程。
虽然叫做“页缺失”错误，但实际上这并不一定是一种错误。而且这一机制是利用虚拟内存来增加程序可用内存空间。
发生这种情况的可能性：
当原程序再次需要该页内的数据时，如果这一页确实没有被分配出去，那么系统只需要重新为该页在MMU内注册映射即可。
操作系统需要：
硬性页缺失导致的性能损失是很大的。
另外，有些操作系统会将程序的一部分延迟到需要使用的时候再加载入内存执行，以此提升性能。这一特性也是通过捕获硬性页缺失达到的。
当硬性页缺失过于频繁发生时，称发生 系统颠簸。
具体动作与所使用的操作系统有关，比如Windows会使用异常机制向程序报告，而类Unix系统则使用信号机制。
尽管在整个运行过程中，程序引用不同的页面总数（也就是虚拟内存大小）可能超出了物理存储器（DRAM）总大小，但是程序常常在较小的活动页面上活动，这个集合叫做工作集或者常驻集。在工作集被缓存后，对它的反复调用会使程序命中提高，从而提高性能。
大部分的程序都可以在存储器获取数据和读取中达到稳定的状态，当程序达到稳定状态时，存储器的使用量通常都不会太大。虚拟内存虽然可以有效率控制存储器的使用， 但是大量的页缺失还是造成了系统迟缓的主要因素。 当工作集的大小超过物理存储器大小，程序将会发生一种不幸的情况，这种情况称为 “颠簸” ，页面将不停的写入、释放、读取，由于大量的丢失（而非命中）而损失极大性能。用户可以增加随机存取存储器的大小或是减少同时在系统里运行程序的数量来降低系统颠簸的记录。
推荐阅读：
操作系统--分页(一)
操作系统实现（二）：分页和物理内存管理
Ⅲ 如何熟悉Linux内存管理机制
Linux内存管理机制：
一 物理内存和虚拟内存
我们知道，直接从物理内存读写数据要比从硬盘读写数据要快的多，因此，我们希望所有数据的读取和写入都在内存完成，而内存是有限的，这样就引出了物理内存与虚拟内存的概念。
物理内存就是系统硬件提供的内存大小，是真正的内存，相对于物理内存，在linux下还有一个虚拟内存的概念，虚拟内存就是为了满足物理内存的不足
Linux的内存管理采取的是分页存取机制，为了保证物理内存能得到充分的利用，内核会在适当的时候将物理内存中不经常使用的数据块自动交换到虚拟内存中，而将经常使用的信息保留到物理内存。
要深入了解linux内存运行机制，需要知道下面提到的几个方面：
Linux系统会不时的进行页面交换操作，以保持尽可能多的空闲物理内存，即使并没有什么事情需要内存，Linux也会交换出暂时不用的内存页面。这可以避免等待交换所需的时间。
Linux 进行页面交换是有条件的，不是所有页面在不用时都交换到虚拟内存，linux内核根据”最近最经常使用“算法，仅仅将一些不经常使用的页面文件交换到虚拟 内存，有时我们会看到这么一个现象：linux物理内存还有很多，但是交换空间也使用了很多。其实，这并不奇怪，例如，一个占用很大内存的进程运行时，需 要耗费很多内存资源，此时就会有一些不常用页面文件被交换到虚拟内存中，但后来这个占用很多内存资源的进程结束并释放了很多内存时，刚才被交换出去的页面 文件并不会自动的交换进物理内存，除非有这个必要，那么此刻系统物理内存就会空闲很多，同时交换空间也在被使用，就出现了刚才所说的现象了。关于这点，不 用担心什么，只要知道是怎么一回事就可以了。
交换空间的页面在使用时会首先被交换到物理内存，如果此时没有足够的物理内存来容纳这些页 面，它们又会被马上交换出去，如此以来，虚拟内存中可能没有足够空间来存储这些交换页面，最终会导致linux出现假死机、服务异常等问题，linux虽 然可以在一段时间内自行恢复，但是恢复后的系统已经基本不可用了。
因此，合理规划和设计Linux内存的使用，是非常重要的.
二 内存的监控
作为一名Linux系统管理员，监控内存的使用状态是非常重要的，通过监控有助于了解内存的使用状态，比如内存占用是否正常，内存是否紧缺等等，监控内存最常使用的命令有free、top等
Ⅳ elasticsearch使用中的问题
目前主要通过插件的形式来控制：
常用的插件主要包括：elasticsearch-http-basic，search-guard，shield
配置名 默认值 说明
http.basic.enabled true 开关，开启会接管全部HTTP连接
http.basic.user "admin" 账号
http.basic.password "admin_pw" 密码
http.basic.ipwhitelist ["localhost", "127.0.0.1"] 白名单内的ip访问不需要通过账号和密码，支持ip和主机名，不支持ip区间或正则
http.basic.trusted_proxy_chains [] 信任代理列表
http.basic.log false 把无授权的访问事件添加到ES的日志
http.basic.xforward "" 记载代理路径的header字段名
第二步：shutdown你要升级的节点
第三步：升级重启该节点，并确认该节点重新加入到了集群中
第四步：重复2-3步，升级重启其它要升级的节点。
第五步：重启启动集群的shard均衡
1、内存优化
在bin/elasticsearch.in.sh中进行配置
修改配置项为尽量大的内存：
ES_MIN_MEM=8g
ES_MAX_MEM=8g
两者最好改成一样的，否则容易引发长时间GC（stop-the-world）
elasticsearch默认使用的GC是CMS GC
如果你的内存大小超过6G，CMS是不给力的，容易出现stop-the-world
建议使用G1 GC
注释掉：
java_OPTS=”$JAVA_OPTS -XX:+UseParNewGC”
JAVA_OPTS=”$JAVA_OPTS -XX:+UseConcMarkSweepGC”
JAVA_OPTS=”$JAVA_OPTS -XX:=75″
JAVA_OPTS=”$JAVA_OPTS -XX:+UseCMSInitiatingOccupancyOnly”
修改为：
JAVA_OPTS=”$JAVA_OPTS -XX:+UseG1GC”
JAVA_OPTS=”$JAVA_OPTS -XX:MaxGCPauseMillis=200″
如果G1 GC优点是减少stop-the-world在几率，但是CPU占有率高。
需要更优化的性能，你可以参考
http://www.oracle.com/webfolder/technetwork/tutorials/obe/java/G1GettingStarted/index.html
2、合理配置主节点和数据节点
配置文件：conf/elasticsearch.yaml
node.master: true
node.data: true
3、设置合理的刷新时间
建立的索引，不会立马查到，这是为什么elasticsearch为near-real-time的原因
需要配置index.refresh_interval参数，默认是1s。
你可以像
http://zhaoyanblog.com/archives/299.html
文件中一样，调用接口配置
也可以直接写到conf/elasticsearch.yaml文件中
index.refresh_interval：1s
这样所有新建的索引都使用这个刷新频率。
小贴士1：规划索引、分片 以及集群增长情况
ES使得创建大量索引和超大量分片非常地容易，但更重要的是理解每个索引和分片都是一笔开销。如果拥有太多的索引或分片，单单是管理负荷就会影响到ES集群的性能，潜在地也会影响到可用性方面。这里我们专注于管理负荷，但运行大量的索引/分片依然会非常显着地影响到索引和检索性能。
我们发现影响管理负荷的最大因素是集群状态数据的大小，因为它包含了集群中每个索引的所有mapping数据。我们曾经一度有单个集群拥有超过900MB的集群状态数据。该集群虽然在运行但并不可用。
让我们通过一些数据来了解到底发生了什么 。。。。。。
假如有一个索引包含50k的mapping数据（我们当时是有700个字段）。如果每小时生成一个索引，那么每天将增加24 x 50k的集群状态数据，或者1.2MB。如果需要在系统中保留一年的数据，那么集群状态数据将高达438MB（以及8670个索引，43800个分片）。如果与每天一个索引（18.25MB，365个索引，1825个分片）作比较，会看到每小时的索引策略将会是一个完全不同的境况。
幸运的是，一旦系统中有一些真实数据的话，实际上非常容易做这些预测。我们应当能够看到集群必须处理多少状态数据和多少索引/分片。在上到生产环境之前真的应该演练一下，以便防止凌晨3:00收到集群挂掉的电话告警。
小贴士3: 内存设置
Linux把它的物理RAM分成多个内存块，称之为分页。内存交换（swapping）是这样一个过程，它把内存分页复制到预先设定的叫做交换区的硬盘空间上，以此释放内存分页。物理内存和交换区加起来的大小就是虚拟内存的可用额度。
内存交换有个缺点，跟内存比起来硬盘非常慢。内存的读写速度以纳秒来计算，而硬盘是以毫秒来计算，所以访问硬盘比访问内存要慢几万倍。交换次数越多，进程就越慢，所以应该不惜一切代价避免内存交换的发生。
ES的mlockall属性允许ES节点不交换内存。（注意只有Linux/Unix系统可设置。）这个属性可以在yaml文件中设置：
bootstrap.mlockall: true
在5.x版本中，已经改成了bootstrap.memory_lock: true.
mlockall默认设置成false，即ES节点允许内存交换。一旦把这个值加到属性文件中，需要重启ES节点才可生效。可通过以下方式来确定该值是否设置正确：
curl http://localhost:9200/_nodes/process?pretty
如果你正在设置这个属性，请使用-DXmx选项或ES_HEAP_SIZE属性来确保ES节点分配了足够的内存。
Elasticsearch默认使用服务发现(Zen discovery)作为集群节点间发现和通信的机制。Azure、EC2和GCE也有使用其他的发现机制。服务发现由discovery.zen.*开头的一系列属性控制。
在0.x和1.x版本中同时支持单播和多播，且默认是多播。所以要在这些版本的ES中使用单播，需要设置属性discovery.zen.ping.multicast.enabled为false。
从2.0开始往后服务发现就仅支持单播了。
首先需要使用属性discovery.zen.ping.unicast.hosts指定一组通信主机。方便起见，在集群中的所有主机上为该属性设置相同的值，使用集群节点的名称来定义主机列表。
属性discovery.zen.minimum_master_nodes决定了有资格作为master的节点的最小数量，即一个应当“看见”集群范围内运作的节点。如果集群中有2个以上节点，建议设置该值为大于1。一种计算方法是，假设集群中的节点数量为N，那么该属性应该设置为N/2+1。
初步判断该设置可以有效防止脑裂问题
小贴士5：当心DELETE _all
必须要了解的一点是，ES的DELETE API允许用户仅仅通过一个请求来删除索引，支持使用通配符，甚至可以使用_all作为索引名来代表所有索引。例如:
curl -XDELETE ‘ http://localhost:9200/*/ ’
这个特性非常有用，但也非常危险，特别是在生产环境中。在我们的所有集群中，已通过设置action.destructive_requires_name:true来禁用了它。
这项配置在1.0版本中开始引用，并取代了0.90版本中使用的配置属性disable_delete_all_indices。
小贴士6：使用Doc Values
2.0及以上版本默认开启Doc Values特性，但在更早的ES版本中必须显式地设置。当进行大规模的排序和聚合操作时，Doc Values相比普通属性有着明显的优势。本质上是将ES转换成一个列式存储，从而使ES的许多分析类特性在性能上远超预期。
为了一探究竟，我们可以在ES里比较一下Doc Values和普通属性。
当使用一个普通属性去排序或聚合时，该属性会被加载到属性数据缓存中。一个属性首次被缓存时，ES必须分配足够大的堆空间，以便能保存每一个值，然后使用每个文档的值逐步填充。这个过程可能会耗费一些时间，因为可能需要从磁盘读取他们的值。一旦这个过程完成，这些数据的任何相关操作都将使用这份缓存数据，并且会很快。如果尝试填充太多的属性到缓存，一些属性将被回收，随后再次使用到这些属性时将会强制它们重新被加载到缓存，且同样有启动开销。为了更加高效，人们会想到最小化或淘汰，这意味着我们的属性数量将受限于此种方式下的缓存大小。
相比之下，Doc Values属性使用基于硬盘的数据结构，且能被内存映射到进程空间，因此不影响堆使用，同时提供实质上与属性数据缓存一样的性能。当这些属性首次从硬盘读取数据时仍然会有较小的启动开销，但这会由操作系统缓存去处理，所以只有真正需要的数据会被实际读取。
Doc Values因此最小化了堆的使用（因为垃圾收集），并发挥了操作系统文件缓存的优势，从而可进一步最小化磁盘读操作的压力。
Ⅳ linux中多级分页的重点是什么
"重点"是”point“的意思吗？
使用多级页表的point在于节省页表本身的体积。尤其是在虚拟地址64bit的情况下，物理内存一般远小于2^64字节。如果用一级页表的话，假设页面大小4KB = 2^12B，题主自己可以算算，有2^52个页表。而用多级页表，就可以只有一个顶级页表，二级三级页表可以很“稀疏”（可以理解为“少”），这样就大大减少了页表个数。
Ⅵ linux分页机制二级页表问题
linux下的分段分页机制将一个逻辑地址转换到物理地址的问题？？？？？
一个逻辑地址经过分段后得到的是线性地址，我挺郁闷的这个线性地址到底如何得到的？？？应为linux的线性地址是个32位的地址，高10为保存目录项，中间10位保存页表项，然后低12为对应物理页偏移地址。。。。然而这个逻辑地址是经过选择子选出来的段基址，加上段内偏移，出来确实是个32位地址。。。似乎这个中间的步骤被屏蔽了是吧？？？我想知道这里面是如果把逻辑地址转换成这个分成三个部分索引的线性地址！前面是段基址然后段偏移就出来个线性地址这叫我无法接受，刨根究底！求助。。。。求助！
【分页机制对应用程序，操作系统本身的程序都是有作用的。】
这是问题问的比较深入了，弄明白这个问题就要研究操作系统究竟怎么分配和使用内存。
一般，不管是操作系统还是应用程序都要先分配内存然后才是内存寻址和使用，而如何分配不同的系统肯定不同。操作系统种类很多，xp，2000，linux，unix。。。但一般原理还是差不多的。
以linux操作系统为例，
应用程序的内存肯定是由操作系统管的，os按分页策略给应用程序分配内存。
那么操作系统呢，这就是你关心的点了？
开机加电的时候linux操作系统内核代码进入内存，一般这些内存是连续的，但这些内存在后面使用时仍能适用分页机制去寻址，不过是页面正好是连续的罢了。
而随着操作系统运行，内核程序也会继续要求内存，这时候内存管理程序负责分配内存空间，这里面有不少细节了，暂时就不啰嗦了，但无论怎么分的，分配后使用这些内存的时候，指令地址都会以分页机制进行寻址找到分配的内存。
所以，分页机制是整个系统的内存寻址机制，对应用程序和操作系统本身都启作用。
Ⅶ LINUX内存机制是什么
C语言程序编写、调试、优化都在Linux，那么当Linux的操作系统中被C语言调用的某一个控件的代码文件没了，Linux系统是能运行的但是C程序生存的"*.*"文件就不能执行了，得必须返回到C语言或反汇编中检查调用调试系统文件情况。
比如在C++里有句dos语句"system("md
book")"，在当前目录建立"book"文件夹，那么就是C++调用操作系统的dos模块命令集中"md"建文件夹的命令，那么加入某个Linux
操作系统内有dos模块，那这句可以运行，那么，问题来了，有些Windows操作系统已经把dos模块优化了，当然"system("md
book")"这句在系统里找dos的"md"命令就是空命令了。该例子与内存机制无关，当然也有有关的。
总之，C语言编写、调试、优化需要在多种系统内验证，否则还是存在一些移植性的问题。
Ⅷ Linux内核：分段和分页的区别
首先说明内核的保护模式和是模式，在计算机刚刚启动的时候处于实模式，在该模式下cpu产生20位的地址，然后计算机经过某种变换转换到保护模式。保护模式下cpu产生32位的地址，也就是说从实模式到保护模式，cpu的寻址空间扩大了。
在计算的发展的初期，intel 8086是16位的cpu，它只能运行在实模式下。在该模式下其寄存器是16位的，但是为了可以寻址20位的地址空间，所以采用了内存的分段模式。
物理内存地址=段基址×16+偏移 这样可以寻址20位的地址空间。
关于现代计算机内存的分段机制，也是为了向下兼容的需要。单纯的向下兼容或许还不够有说服力，因为在现代cpu中产生的就是32的地址，而由分段机制产生的线性地址也是32位的。32位的地址完全可以访问4G内存的任何一个地方，看上去分段机制好像完全没有了作用，其实不然。在多线程，多任务的操作系统中，一个地址能否被一个进程写入，能被什么优先级的进程访问，是否允许执行这些问题有出来了。而解决这些问题需要在地址上添加一些属性，也就是说其地址应该还是高于32位的。这时候有体现了分段机制的作用。
关于分页机制。由分页机制产生线性地址，加入没有分页，这个线性地址就是物理地址。而分页机制就是把线性地址装换成物理地址。关于其原因，一方面在进程产生子进程的时候，会复制内存页，而父子进程无论是代码数据还是产生的地址都是一样的，这样为创建进程提供了便利，可以不必考虑进程在内存中分布的情况而产生地址，至于父子进程的真实物理地址在哪里，那是mmu（内存控制单元）的问题。另一方面，由于进程不知道真实的物理地址子啊什么地方，也为操作系统提高了安全性。
Ⅸ linux内存分页分段地址转换由什么实现
分页所完全是系统实现，咱们看不到，分段是用户程序决定到，分页中用到了页表和快表，！
Ⅹ linux内核态是实模式还是分页模式
linux运行在保护模式下，并且在启动保护模式之前准备好了分页式内存管理的页表，在进入保护模式的同时一并开启了分页模式（同时置PE和PG位，即or eax,0x80000001）。
需要注意的是不要把保护模式和分页模式混淆，与实模式相对的是保护模式，与分页式内存管理相对的是分段式内存管理；当然，也有两者结合的段页式。