分段可以给每一个进程不同的线性地址空间，而分页可以把同一线性地址空间映射到不同的物理空间。与分段相比，Linux更喜欢使用分页方式，因为：
1、当所有进程使用相同的段寄存器时，内存管理变得简单。
2、RISC体系结构对段的支持有限。
Linux的分段机制
所有Linux进程仅仅使用四种段来对指令和数据寻址。运行在用户态的进程使用的用户代码段和用户数据段。类似地，运行在内核态的所有Linux进程都使用一对相同的段对指令和数据寻址：它们分别叫做内核代码段和内核数据段。下表显示了这四个重要段的段描述符字段的值：
| 段 | Base | G | Limit | S | Type | DPL | D/B | P |
| 用户代码段 | 0×00000000 | 1 | 0xfffff | 1 | 10 | 3 | 1 | 1 |
| 用户数据段 | 0×00000000 | 1 | 0xfffff | 1 | 2 | 3 | 1 | 1 |
| 内核代码段 | 0×00000000 | 1 | 0xfffff | 1 | 10 | 0 | 1 | 1 |
| 内核数据段 | 0×00000000 | 1 | 0xfffff | 1 | 2 | 0 | 1 | 1 |
相应的段描述符由宏__USER_CS，__USER_DS，__KERNEL_CS，和__KERNEL_DS分别定义。例如，为了对内核代码段寻址，内核只需要把这个宏产生的值装进cs段寄存器即可。 注意，与段相关的线性地址从0开始，达到232 -1的寻址限长。这就意味着在用户态或内核态下的所有进程可以使用相同的逻辑地址。所有段都从0×00000000开始，这可以得出另一个重要结论，那就是在Linux下逻辑地址与线性地址是一致的，即逻辑地址的偏移量字段的值与相应的线性地址的值总是一致的。
如前所述，CPU的当前特权级（CPL）反映了进程是在用户态还是内核态，并由存放在cs寄存器中的段选择符的RPL字段指定。只要当前特权级被改变，一些段寄存器必须相应地更新。例如，当CPL=3时（用户态），ds寄存器必须含有用户数据段的段选择符，而当CPL=0时，ds寄存器必须含有内核数据段的段选择符。
类似的情况也出现在ss寄存器中。当CPL为3时，它必须指向一个用户数据段中的用户栈，而当CPL为0时，它必须指向内核数据段中的一个内核栈。当从用户态切换到内核态时，Linux总是确保ss寄存器装有内核数据段的段选择符。
当对指向指令或者数据结构的指针进行保存时，内核根本不需要为其设置逻辑地址的段选择符，因为cs寄存器就含有当前的段选择符。例如，当内核调用一个函数时，它执行一条call汇编语言指令，该指令仅指定它逻辑地址的偏移量部分，而段选择符不用设置，其隐含在cs寄存器中了。因为“在内核态执行” 的段只有一种，叫做代码段，由宏_KERNEL_CS定义，所以只要当CPU切换入内核态时足可以将__KERNEL_CS装载入cs。同样的道理也适用于指向内核数据结构的指针（隐含地使用ds寄存器）以及指向用户数据结构的指针（内核显式地使用es寄存器）。
Linux的分页机制
当今，Linux采用了一种同时适用于32位和64位系统的普通分页模型。前面我们看到，两级页表对32位系统来说已经足够了，但64位系统需要更多数量的分页级别。直到2.6.10版本，Linux采用三级分页的模型。从2.6.11版本开始，采用了四级分页模型：
图中展示的4种页表分别被称作：
• 页全局目录（Page Global Directory）
• 页上级目录（Page Upper Directory）
• 页中间目录（Page Middle Directory）
• 页表（Page Table）
页全局目录包含若干页上级目录的地址，页上级目录又依次包含若干页中间目录的地址，而页中间目录又包含若干页表的地址。每一个页表项指向一个页框。线性地址因此被分成五个部分。图中没有显示位数，因为每一部分的大小与具体的计算机体系结构有关。
对于没有启用物理地址扩展的32位系统，两级页表已经足够了。从本质上说Linux通过使“页上级目录”位和“页中间目录”位全为0，彻底取消了页上级目录和页中间目录字段。不过，页上级目录和页中间目录在指针序列中的位置被保留，以便同样的代码在32位系统和64位系统下都能使用。内核为页上级目录和页中间目录保留了一个位置，这是通过把它们的页目录项数设置为1，并把这两个目录项映射到页全局目录的一个合适的目录项而实现的。
启用了物理地址扩展的32 位系统使用了三级页表。Linux 的页全局目录对应80×86 的页目录指针表（PDPT），取消了页上级目录，页中间目录对应80×86的页目录，Linux的页表对应80×86的页表。
最终，64位系统使用三级还是四级分页取决于硬件对线性地址的位的划分。
每一个进程有它自己的页全局目录和自己的页表集。当发生进程切换时，Linux把cr3控制寄存器的内容保存在前一个执行进程的描述符中，然后把下一个要执行进程的描述符的值装入cr3寄存器中。因此，当新进程重新开始在CPU上执行时，分页单元指向一组正确的页表。
由于页表被储存在主存中，因此程序每次访问需要花费两倍时间：一次访问页表获得物理地址；一次通过物理地址获得数据。这会造成计算机速度的减慢。因而现代计算机包含了一个特殊的cache，用来保存被使用的地址变换，这种特殊的地址变换cache成为快表，即TLB（Translation Lookaside Buffer）。
快表是一块小容量的相联存储器（Associative Memory），由高速缓存器组成，速度快，并且可以从硬件上保证按内容并行查找，一般用来存放当前访问最频繁的少数活动页面的页号。快表的用途是加快线性地址的转换。当一个线性地址第一次使用时，通过慢速访问RAM中的页表计算出相应的物理地址。同时，物理地址被存放在一个TLB表项中，以便以后对同一个线性地址的引用可以快速地得到转换。快表与L1高速缓存的用途类似，不同的是快表中的对应项无须同步。