一.内存管理的基本原理和要求

1.逻辑地址和物理地址

逻辑地址也称相对地址，是指相对于进程起始地址而言的地址，编译后每个目标模块都从0号单元开始编址；物理地址也称绝对地址，是指存储单元对应的实际地址。程序经过编译、链接后生成的指令中指明的是逻辑地址，逻辑地址经过寻址方式的计算或变换才可得到物理地址。

2.程序的装入和链接/从写程序到程序运行/将程序和数据装入内存/将用户源程序变为可在内存中执行的程序需要经过的步骤

（1）编译
由编译程序将用户源代码(.c)编译成若干目标模块(.o)
（2）链接
由链接程序将编译后形成的一组目标模块及所需要的库函数链接在一起，形成一个完整的装入模块(.exe)
（3）装入
由装入程序将装入模块装入内存运行

3.程序的链接方式

（1）静态链接
在程序运行之前，先将各目标模块及他们所需的库函数链接成一个完整的可执行程序，以后不再拆开
（2）装入时动态链接
将用户源程序编译后的目标模块，在装入内存时，采用边装入边链接的方式
（3）运行时动态链接
对某些目标模块的链接，是在程序执行中需要该目标模块时才进行的
·优点：便于修改和更新，便于实现对目标模块的共享

4.内存的装入模块在装入内存时的方式

（1）绝对装入
如：相对地址79，从100开始装入，编译时将其改为179。

在编译时，若知道程序将驻留在内存的某个位置，则编译程序将产生绝对地址的目标代码。绝对装入程序按照装入模块中的地址，将程序和数据装入内存。由于程序中的逻辑地址与实际内存地址完全相同，因此不需对程序和数据的地址进行修改。绝对装入方式只适用于单道程序环境。另外，程序中所用的绝对地址，可在编译或汇编时给出，也可由程序员直接赋予。而通常情况下在程序中采用的是符号地址，编译或汇编时再转换为绝对地址。

（2）可重定位装入/静态重定位
如：相对地址79，从100开始装入，装入内存时将其改为179。

在多道程序环境下，多个目标模块的起始地址(简称始址）通常都从0开始，程序中的其他地址都是相对于始址的，此时应采用可重定位装入方式。根据内存的当前情况，将装入模块装入内存的适当位置。装入时对目标程序中指令和数据的修改过程称为重定位，地址变换通常是在装入时一次完成的，所以又称静态重定位。

特点：一个作业装入内存时，必须给他分配要求的全部内存空间，若没有足够的内存，则不能装入作业。此外，作业一旦进入内存，整个运行期间就不能在内存中移动，也不能再申请内存空间

（3）动态重定位装入/动态重定位
如：相对地址79，从100开始装入，链接和装入内存都是79。重定位寄存器记录为100。CPU访问内存地址时，将逻辑地址和重定位寄存器中存放的起始地址相加，作为最终访问地址。

程序在内存中若发生移动，则需要采用动态的装入方式。装入程序把装入模块装入内存后，并不立即把装入模块中的相对地址转换为绝对地址，而是把这种地址转换推迟到程序真正要执行时才进行。因此，装入内存后的所有地址均为相对地址。这种方式需要一个重定位寄存器的支持。

特点：可以将程序分配到不连续的存储区中；在程序运行之前可以只装入它的部分代码即可投入运行，然后在程序运行期间，根据需要动态申请分配内存；便于程序段的共享，可以向用户提供一个比存储空间大得多的地址空间。

5.操作系统对内存的管理

（1）负责内存空间的分配与回收
（2）从逻辑上对内存空间进行扩充（虚拟性）
（3）逻辑地址到物理地址的转化（三种装入方式）
（4）内存保护
①在CPU中设置一对上下限寄存器，存放用户作业在主存中的上限和下限地址，每当CPU要访问一个地址时，分别和两个寄存器的值相比，判断有无越界。
②采用重定位寄存器（又称基址寄存器）和界地址寄存器（又称限长寄存器）进行越界检查。重定位寄存器中存放的是进程的起始物理地址。界地址寄存器中存放的是进程的最大逻辑地址。每个逻辑地址值必须小于界地址寄存器；内存管理机构动态地将逻辑地址与界地址寄存器进行比较，若未发生地址越界，则加上重定位寄存器的值后映射成物理地址，再送交内存单元。即：在访问某地址时，该逻辑地址先和界地址寄存器中的最大地址比较，若未超出，再和重定位寄存器中的其实物理地址相加，作为最终访问地址。

二.覆盖与交换

1.覆盖（针对统一程序/进程）
程序运行时并非任何时候都要访问程序及数据的各个部分，因此可把用户空间分成一个固定区和若干覆盖区。将经常活跃的部分放在固定区，其余部分按调用关系分段。首先将那些即将要访问的段放入覆盖区，其他段放在外存中，在需要调用前，系统再将其调入覆盖区，替换覆盖区中原有的段。

同一时刻BC只能有一个运行，DEF只能有一个运行

• 特点
  打破了必须将一个进程的全部信息装入主存后才能运行的限制，但当同时运行程序的代码量大于主存时仍不能运行，此外，内存中能够更新的地方只有覆盖区的段，不在覆盖区中的段会常驻内存。
• 缺点
  对用户和程序员不透明，增加了用户编程负担

2.交换（针对不同进程/作业）
把处于等待状态的程序从内存移到辅存，把内存空间腾出来（换出）[PCB会常驻内存，不会被换出]；把准备好竞争CPU运行的程序从辅存移到内存（换入）

（1）应该在外存（磁盘）的什么位置保存被换出的进程？
具有对换功能的操作系统中，通常把磁盘空间分为文件区和对换区两部分。文件区主要用于存放文件，主要追求存储空间的利用率，因此对文件区空间的管理采用离散分配方式；对换区空间只占磁盘空间的小部分，被换出的进程数据就存放在对换区。由于对换的速度直接影响到系统的整体速度，因此对换区空间的管理主要追求换入换出速度，因此通常对换区采用连续分配方式。总之，对换区的I/O速度比文件区的更快。

（2）什么时候应该交换？
交换通常在许多进程运行且内存吃紧时进行，而系统负荷降低就暂停。例如：在发现许多遘程运行时经常发生缺页，就说明内存紧张，此时可以换出一些进程，如果缺页率明显下降，就可以暂停换出。

（3）应该换出哪些进程？
可优先换出阻塞进程；可换出优先级低的进程；为了防止优先级低的进程在被调入内存后很快又被换出，有的系统还会考虑进程在内存的驻留时间…

三.连续分配管理方式

（一）单一连续分配

只支持单道程序，内存分为系统区和用户区，用户程序放在用户区

• 优点：简单、无外部碎片，可以采用覆盖技术，不需要额外的技术支持
• 缺点：只能用户单用户、单任务的操作系统中，有内部碎片，存储器的利用率极低
  
• 内部碎片：当程序小于固定分区大小时，也占用一个完整的内存分区空间，剩余已分配但未使用的就是内部碎片
  

（二）固定分区分配

支持多道程序，内存用户空间分为若干个固定大小的分区，每个分区只能装一道作业

• 优点：可用于多道程序设计的最简单的存储分配，无外部碎片
• 缺点：当用户程序太大时，可能所有的分区都不能满足需求，此时不得不采用覆盖技术来解决，但这又会降低性能。不能实现多进程共享一个存储区，空间利用率极低，存在内部碎片。

（1）固定分区大小相等
缺乏灵活性，但是很适合用于用一台计算机控制多个相同对象的场合（比如：钢铁厂有n个相同的炼钢炉，就可把内存分为n个大小相等的区域存放n个炼钢炉控制程序）

（2）固定分区大小不等
增加了灵活性，可以满足不同大小的进程需求。根据常在系统中运行的作业大小情况进行划分（比如：划分多个小分区、适量中等分区、少量大分区）

操作系统需要建立一个分区说明表，来实现各个分区的分配与回收。每个表项对应一个分区，通常按分区大小排列。每个表项包括对应分区的大小、起始地址、状态（是否已分配）。

（三）动态分区分配

支持多道程序，在进程装入内存时，根据进程的大小动态地建立分区

• 特点：无内部碎片，有外部碎片（可以用“紧凑”技术解决）
• 外部碎片：指内存中的某些空闲分区由于太小而难以利用。（进程1无法放入内存）
  

紧凑技术：将其他进程移位，集中空闲区。紧凑之后要修改进程PCB中的起始地址

（1）记录内存使用情况的空闲分区表、空闲分区链

回收内存分区时，相邻的空闲分区要合并。

空闲分区表：每个空闲分区对应一个表项。表项中包含分区号、分区大小、分区起始地址等信息

空闲分区链：每个分区的起始部分和末尾部分分别设置前向指针和后向指针。起始部分处还可记录分区大小等信息

（2）当很多个空闲分区都能满足需求时，应该选择哪个分区进行分配？/动态分区分配策略

①首次适应算法
起始地址从小到大排列，找到第一个满足的分区加入。（每次都从低地址开始查找）

每次都从低地址开始查找，找到第一个能满足大小的空闲分区。空闲分区以地址递增的次序排列。每次分配内存时顺序查找空闲分区链/空闲分区表，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。分配完后修改空闲分区链/表的分区大小和分区的起始地址。

②最佳适应算法
容量从小到大排序，选择第一个满足的空闲分区插入。（先用小的）

由于动态分区分配是一种连续分配方式，为各进程分配的空间必须是连续的一整片区域。因此为了保证当“大进程”到来时能有连续的大片空间，可以尽可能多地留下大片的空闲区，即优先使用更小的空闲区。空闲分区按容量递增次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链(或空闲分区表），找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

分配完后修改空闲分区链/表的分区大小和分区的起始地址，并按容量递增重新排序。

缺点：会产生很多外部碎片

③最坏适应算法/最大适应算法
容量从大到小排序，选择第一个满足的空闲分区插入。（先用大的）

为了解决最佳适应算法的问题——留下太多难以利用的小碎片，可以在每次分配时优先使用最大的连续空闲区，这样分配后剩余的空闲区就不会太小，更方便使用。空闲分区按容量递减次序链接。每次分配内存时顺序查找空闲分区链(或空闲分区表)，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

分配完后修改空闲分区链/表的分区大小和分区的起始地址，并按容量递增重新排序。

缺点：较大的连续空闲区被迅速用完，如果之后有“大进程”到达，就没有内存分区可用了。

④邻近适应算法
起始地址从小到大排列，找到第一个满足的分区加入。（每次都从上一次查找结束的位置继续往后查找）

首次适应算法每次都从链头开始查找的。这可能会导致低地址部分出现很多小的空闲分区，而每次分配查找时，都要经过这些分区，因此也增加了查找的开销。如果每次都从上次查找结束的位置开始检索，就能解决上述问题。空闲分区以地址递增的顺序排列（可排成一个循环链表）。每次分配内存时从上次查找结束的位置开始查找空闲分区链/空闲分区表，找到大小能满足要求的第一个空闲分区。

分配完后修改空闲分区链/表的分区大小和分区的起始地址。

缺点：高地址部分的大分区更可能被使用，划分为小分区，最后导致无大分区可用

总结

• 为什么要进行内存管理？
  在单道批处理系统阶段，一个系统在一个时间段内只执行一个程序，内存的分配极其简单，即仅分配给当前运行的进程。引入多道程序并发执行后，进程之间的共享不仅仅是处理机，还有主存储器。若不对内存进行管理，则容易导致内存数据的混乱，以至于限制进程的并发执行。因此，为了更好地支持多道程序并发执行，必须进行内存管理
• 动态分区与固定分区分配方式相比，是否解决了碎片问题？
  动态分区和固定分区分配方式相比，内存空间的利用率要高一些。但是，总会存在一些分散的比较小的空闲分区，即外部碎片，它们存在于已分配的分区之间，不能充分利用。可以采用拼接技术加以解决。固定分区分配方式存在内部碎片，而无外部碎片；动态分区分配方式存在外部碎片，无内部碎片。

四.非连续分配管理方式

（一）基本分页存储管理方式

1.分页存储

（1）页框/页帧/内存块/物理块/物理页面（页框号/页帧号/内存块号/物理块号/物理页号）
将内存空间分为一个个大小相等的分区，每个分区就是一个页框/页帧/内存块/物理块/物理页面。每个页框有一个编号，即页框号/页帧号/内存块号/物理块号/物理页号，页框号从0开始。

（2）页/页面（页号）
将进程的逻辑地址空间也分为与页框大小相等的一个个部分，每个部分称为一个“页”或“页面”。每个页面也有一个编号，即“页号”，页号也是从0开始。

操作系统以页框为单位为各个进程分配内存空间。进程的每个页面分别放入一个页框中。也就是说，进程的页面与内存的页框有一一对应的关系。各个页面不必连续存放，可以放到不相邻的各个页框中。

2.页表

为了能知道进程的每个页面在内存中存放的位置，操作系统要为每个进程建立一张页表。页表通常存在PCB(进程控制块)中。

每个页表项由“页号”和“块号”组成。一个进程对应一张页表，进程的每个页面对应一个页表项（页表的一行）。页表项是连续存放的，因此页号可以是隐含的，不占用存储空间。

页表记录进程页面和实际存放的内存块之间的映射关系

[例] 假设某物理内存大小为4GB，页面大小为4KB，则

内存块的大小=页面大小4KB=2¹²B
所以4GB的内存会被分为2³²/2¹²=2²⁰个内存块
内存块号的范围是0~2²⁰-1 （至少用20bit 才能表示，即至少3B，即每个页表项占3B）
各页表项会按顺序连续地存放在内存中。如果该页表在内存中存放的起始地址为X，则M号页对应的页表项是存放在内存地址为X+3×M

一个页面为4KB，所以页框的大小也为4KB，即4096，每个页表项占3B，则每个页框可以存放4096/3=1365个页表项，但是这个页框会剩余4096%3=1B页内碎片。因此，1365号页表项存放的地址为X+3*1365+1

如果每个页表项占4字节，则每个页框可以存放4096/4=1024个页表项刚好放满，即，通常让页表项装满整个页框。由此，1024号页表项虽然是存放在下一个页框中的，但是它的地址依然可以用X+4×1024得出

3.实现地址转换（逻辑地址→物理地址）

在连续存放时，可采用动态重定位，目标逻辑地址+重定位寄存器中的起始地址即可得到物理地址。

虽然进程的各个页面是离散存放的，但是页面内部是连续存放的。
分页之后的地址转换：
①确定页号P
②确定该页号所在页面的起始地址（需要查页表）
③确定页内偏移量
则逻辑地址A对应的物理地址=P号页面在内存中的起始地址+页内偏移量W

[例1] 页面大小50B，逻辑地址空间大小200B，逻辑地址110对应的页号、页内偏移量是多少？

页号=⌊逻辑地址/页面长度⌋=⌊110/50⌋=2
页内偏移量=逻辑地址%页面长度=110%50=10

[例2] 假设某计算机用32个二进制位表示逻辑地址，页面大小为4KB=2¹²B=4096B

可以看成，红色部分代表页号，黑色部分（12位）为页内偏移量

因此，如果每个页面大小为2^KB，用二进制数表示逻辑地址，则末尾K位即为页内偏移量，其余部分就是页号。若用M表示页号，则在该系统中，一个进程最多允许有2^M个页面。

[例3] 假设某计算机用32个二进制位表示逻辑地址，页面大小为4KB，逻辑地址是4097，页表中1号页面存放的内存块号是9，则9号内存块的起始地址是_____，物理地址是_____

①法一：页面大小4KB=4096B，所在页号为⌊4097/4096⌋=1，偏移量=4097%4096=1。通过查页表可知1号页面存放的内存块号是9，9号内存块的起始地址=9×内存块大小=9×4096=36864，又因为偏移量是1，所以物理地址为36865

②法二：对于是2的整数次幂可以使用法二。页面大小4KB=2¹²B，所以转化为二进制后12位表示页内偏移量，其余部分是页号。则4097（D）=00000000000000000001/000000000001（B），（此处"/"用于划分后12位和其他，仅用于区分，非规范表述）可以看出页号为1，页内偏移量为1。通过查页表知1号页面存放的内存块号是9，将页内偏移量改为0，内存块号（原页号位置）改为9，得到9号内存块的起始地址00000000000000001001/000000000000（B），即36864。又因为偏移量是1，将偏移量部分改为1，得到物理地址为00000000000000001001/000000000001（B），即36865（也可直接看做是内存块号和偏移量的拼接）

4.基本地址变化机构

用于实现逻辑地址到物理地址转换的一组硬件机构

通常会在系统中设置一个页表寄存器，存放页表在内存中的起始地址F和页表长度M。进程未执行时，页表的始址和页表长度放在PCB中，当进程被调度时，操作系统内核会把它们放到页表寄存器中。

页面大小是2的整数幂，设页面大小为L，逻辑地址A到物理地址E的变换过程如下：
①计算页号P和页内偏移量W
②比较页号P和页表长度M，若页号P≥页表长度M，则产生越界中断，否则继续执行。（页号是从0开始的，而页表长度至少是1，因此P=M时也会越界)（页表长度指的是这个页表中总共有几个页表项，即总共有几个页）

③页表中页号P对应的页表项地址=页表起始地址F+页号P×页表项长度，取出该页表项内容b，即为内存块号。【第一次访存：查页表】

④计算E=b×L+W，用得到的物理地址E去访存。【第二次访存：访问目标内存单元】

[例] 若页面大小L为1K字节（⇔某系统按字节寻址，逻辑地址结构中，页内偏移量占10位），页号2对应的内存块号b=8，将逻辑地址A=2500转换为物理地址E。

解：①法一：1KB=1024，页号⌊2500/1024⌋=2对应内存块号8，偏移量2500%1024=452，物理地址=8×1024+452=8644
②法二：1KB=2^10，2500（D）=10/0111000100（B），可知页号10（B），偏移量为0111000100（B），页号2（D）对应的内存块号是8（D），即1000（B），因此物理地址为1000/0111000100，即8644

在分页存储管理（页式管理）的系统中，只要确定了每个页面的大小，逻辑地址结构就确定了。因此，页式管理中地址是一维的，程序员只需给出一个记忆符即可表示一个地址。即，只要给出一个逻辑地址，系统就可以自动地算出页号、页内偏移量两个部分，并不需要显式地告诉系统这个逻辑地址中，页内偏移量占多少位。

5.具有快表的地址变化机构

（1）快表
快表又称联想寄存器，是一种访问速度比内存快很多的高速缓存，用来存放最近访问的页表项的副本，可以加速地址变换的速度。与此对应，内存中的页表项称为慢表。

（2）带快表的地址转换
①CPU给出逻辑地址，由某个硬件算得页号、页内偏移量，将页号与快表中的所有页号进行比较。
②如果找到匹配的页号，说明要访问的页表项在快表中有副本，则直接从中取出该页对应的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表命中，则访问某个逻辑地址仅需一次访存即可。
③如果没有找到匹配的页号，则需要访问内存中的页表，找到对应页表项，得到页面存放的内存块号，再将内存块号与页内偏移量拼接形成物理地址，最后，访问该物理地址对应的内存单元。因此，若快表未命中，则访问某个逻辑地址需要两次访存（注意：在找到页表项后，应同时将其存入快表，以便后面可能的再次访问。但若快表已满，则必须按照一定的算法对旧的页表项进行替换）

[例] 某系统使用基本分页存储管理，并采用了具有快表的地址变换机构。访问一次快表耗时1μs，访问一次内存耗时100μs。若快表的命中率为90%，那么访问一个逻辑地址的平均耗时是多少？
(1+100)×0.9+(1+100+100)×0.1=111μs
若支持快表和慢表同时查找，平均耗时应该是(1+100)×0.9+(100+100)×0.1=110.9μs
若未采用快表机制，则访问一个逻辑地址需要100+100=200μs显然，引入快表机制后，访问一个逻辑地址的速度快多了。

• 时间局部性：程序中的某条指令一旦执行，不久后该指令可能再次执行；某数据被访问过，不久后该数据可能再次被访问。产生时间局部性的典型原因是程序中存在着大量的循环操作。
• 空间局部性：一旦程序访问了某个存储单元，在不久后，其附近的存储单元也将被访问，即程序在一段时间内所访问的地址，可能集中在一定的范围之内，因为指令通常是顺序存放、顺序执行的，数据也一般是以向量、数据、表等形式簇聚存储的

TLB（快表）和普通Cache的区别：TLB中只有页表项的副本，而普通Cache 中可能会有其他各种数据的副本

6.两级页表

（1）两级页表
页表必须连续存放，因此当页表很大时，需要占用很多个连续的页框。

对于单级页表，32位逻辑地址空间，页表项大小为4B，页面大小为4KB，则页内地址占12位，其余20位页号，页号范围0~2²⁰-1

每个页面大小=4KB=每个内存块大小，4KB/4B=1K，因此一个内存块可以装入1024个页表项。一共2²⁰个页表项，可以分为1024组，每组1024个页表项。


建立顶层页表，用于记录 二级页表的页号 和 二级页表在内存中的块号 在内存中的映射关系。如0#号页表存放在3号内存块中。


[例] 将逻辑地址（0000000000,0000000001,111111111111）转换为物理地址

解：逻辑地址（一级页号，二级页号，页内偏移量）
一级页号为0，对应0号页表，根据顶级页表得到0号页表存放在3号内存块中

在3号内存块中找到0号页表

根据二级页号0000000001对应内存块号4，在4号内存块，结合页内偏移量111111111111（1023），因此物理地址为 4×4096+1023=17407

两级页表的访存次数(假设没有快表机构）
第一次访存：访问内存中的页目录表
第二次访存：访问内存中的二级页表
第三次访存：访问目标内存单元

n级页表（没有快表）访存次数n+1

（2）没有必要让整个页表常驻内存，因为进程在一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面。可以在需要访问页面时才把页面调入内存（虚拟存储技术）。可以在页表项中增加一个标志位，用于表示该页面是否已经调入内存。若想访问的页面不在内存中，则产生缺页中断（内中断），然后将目标页面从外存调入内存。

[例] 某系统按字节编址，采用40位逻辑地址，页面大小为4KB，页表项大小为4B，假设采用纯页式存储，则要采用_____级页表，页内偏移量为_____位

解：4KB=2¹²=4096，页内偏移量12位，页号28位
页表项4B，每一个页面能放2¹²/4=1024个页表项
若采用多级页表机制，则各级页表的大小不能超过一个页面。因此各级页表最多包含1024个页表项，需要10位二进制位才能映射到1024个页表项，因此每一级的页表对应页号应为10位。所以28位的页号至少要分为三级。

• 多级页表解决了什么问题？又会带来什么问题？
  多级页表解决了当逻辑地址空间过大时，页表的长度会大大增加的问题（优点：减少页表所占的连续的内存空间，而页表项所占字节数没有影响）。而采用多级页表时，一次访盘需要多次访问内存甚至磁盘，会大大增加一次访存的时间

（二）基本分段存储管理方式

①页是信息的物理单位。分页的主要目的是为了实现离散分配，提高内存利用率，提升计算机的性能。分页仅仅是系统管理上的需要，完全是系统行为，对用户是不可见的。分页通过硬件机制实现，逻辑地址的页号和页内偏移量对用户是透明的。
②段是信息的逻辑单位。分段的主要目的是更好地满足用户需求。一个段通常包含着一组属于一个逻辑模块的信息。分段对用户是可见的，用户编程时需要显式地给出段名。用户编程使用段名操作段，CPU执行时使用的是段号。分段管理方式的提出则考虑了用户和程序员，以满足方便编程、信息保护和共享、动态增长及动态链接等多方面的需要，段号和段内偏移量必须由用户显式提供，在高级程序设计语言中，这个工作由编译程序完成，通过按逻辑功能模块划分，用户编程更方便，程序可读性更高。

1.分段
段式管理方式按照用户进程中的自然段划分逻辑空间。例如，用户进程由主程序、两个子程序、栈和一段数据组成，于是可以把这个用户进程划分为5段，每段从0开始编址，并分配一段连续的地址空间。

以段为单位进行分配，每个段在内存中占据连续空间，但各段之间可以不相邻，段间不要求连续。

整个作业的地址空间是二维的，其逻辑地址由段号S与段内偏移量W两部分组成，程序员在标识一个地址时，既要给出段名，也要给出段内地址。。段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段，段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少。

2.段表

段长大小可能不同，每个段表项所占空间大小是相同的。段号是隐含的，不占存储空间。若段表的起始地址是M，则K号段对应的段表项存放的地址为M+K×段表项大小

3.地址变换

在进程运行前，段表始址和段表长度存放在PCB中，进程上处理机运行时，段表始址和段表长度被放入段表寄存器中。

系统根据逻辑地址得到段号和段内地址。将段号和段表长度对比，查看是否越界（段号≥段表长度就越界）。根据段号找到对应段表项（段表项存放地址=段表始址+段号×段表项长度），将段内地址和段表中对应段表项的段长比较（若段内地址≥段长，则中断）。得到基址，加段内地址即为物理地址。

（三）存储器管理中分段与分页的区别

1.目的
（1）页是信息的物理单位，分页是为实现离散分配方式，以削减内存的外零头，提高内存的利用率。或者说，分页仅是由于系统管理的需要而不是用户的需要
（2）段是信息的逻辑单位，它含有一组意义相对完整的信息。分段的目的是能更好地满足用户的需要
2.长度
（1）页的大小固定且由系统决定，由系统把逻辑地址划分为页号和页内地址两部分，是由机器硬件实现的，因而在系统中只能有一种大小的页面
（2）段的长度不固定，决定于用户所编写的程序，通常由编译程序在对程序进行编译时，根据信息的性质来划分
3.地址空间
（1）分页：作业地址空间是一维的，即单一的线性地址空间，程序员利用一个记忆符即可表示一个地址
（2）分段：作业地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既需给出段名，又需给出段内地址
4.分页有内部碎片，分段有外部碎片

5.对于单级页表，需要两次访存（查询内存中的页表、访问目标内存单元）。分段也需要两次访存（查询内存中的段表，访问目标内存单元）。二者都可以通过引入快表机构来减少访存次数
6.分页不容易实现共享和动态链接，分段更容易实现信息的共享和保护
（1）共享
①分页
分页的页面不是按逻辑模块划分的，这就很难实现共享。

②分段。只需让各进程的段表项指向同一个段即可实现共享

注：不能被修改的代码称为纯代码或可重入代码（不属于临界资源），这样的代码是可以共享的。可修改的代码是不能共享的。

（2）保护
①分页
1、2号页面只有一部分允许其他进程访问，因此很难用页表实现信息保护

②分段
把某段标记为允许访问即可

• 页式和段式内存管理怎么才能实现共享和保护？
  实现页(段)的共享是指某些作业的逻辑页号(段号)对应同一物理页号。页(段)的保护往往需要对共享的页面(段)加上某种访问权限的限制，如不能修改等；或设置地址越界检查，对于页内地址(段内地址)大于页长(段长)的存取，产生保护中断。

（四）段页式管理方式

段号的位数决定了每个进程最多可以分几个段，页号位数决定了每个段最大有多少页，页内偏移量决定了页面大小、内存块大小是多少

“分段”对用户是可见的，程序员编程时需要显式地给出段号、段内地址，系统会自动将段内地址拆分为页号和页内偏移量。而将各段“分页”对用户是不可见的。系统会根据段内地址自动划分页号和页内偏移量。因此段页式管理的地址结构是二维的。

进程的各个页面被放入内存的各内存块中

1.段表、页表
系统为每个进程建立一个段表，每个段对应一个段表项。

根据页表存放块号，可以在对应块中找到其页表。例如，可以在1号块找到0号段的页表。

0号段共7KB，分为两块，对应两个页表项。每个页表项记录了每个页面存放的内存块号。

每个进程对应一个段表，每个段对应一个页表。因此每个进程可以对应多个页表。

2.逻辑地址和物理地址的转化

①根据逻辑地址得到段号、页号、页内偏移量
②判断段号是否越界。若段号≥段表长度，则产生越界中断，否则继续执行
③查询段表，找到对应的段表项，段表项的存放地址=段表始址+段号×段表项长度。【第一次访存，访问段表】
④检查页号是否越界，若页号≥页表长度，则发生越界中断，否则继续执行
⑤根据页表存放块号、页号查询页表，找到对应页表项【第二次访存，访问页表】
⑥根据内存块号、页内偏移量得到最终的物理地址
⑦访问目标内存单元【第三次访存】
也可引入快表机构，用段号和页号作为查询快表的关键字。若快表命中则仅需一次访存。