基本分段存储管理
与分页最大的区别：离散分配时所分配地址空间的基本单位不同
进程的地址空间：按照程序自身的逻辑关系划分为若干个段，每个段都有一个段名，每段从0开始编址
内存分配规则：以段位单位进行分配，每个段再内存中占连续空间，但各段之间可以不相邻。由于时按照逻辑功能划分，用户编程更方便，程序可读性更高。
编译程序会将段名转换为段号
分段系统的逻辑地址由段号和段内地址（段内偏移量）组成
段号的位数决定了每个进程最多可以分多少个段，段内地址位数决定了每个段的最大长度是多少
段表：记录各个逻辑段在内存中存放的地址
每个段表由三部分组成：段号+段长+基址
段号可以隐藏，假设段号16位，段内地址16位，32位操作系统，按字节寻址，则每个段表项的长度为16+32=6B。如果段表存放的起始地址为M,则第k号段的地址为M+6*k
段表寄存器：存放在PCB中，当进程将要运行的时候会恢复。保存段表始址F和段表长度M
- 根据逻辑地址得到段号S、段内地址W
- 比较段号和段表长度，如果超过产生越界中断
- 查询段号对应的段表项:F+S*段表项长度得到段基址b
- 检查段内地址W和段长C，如果超过产生越界中断(与分页管理不同）
- 根据段基址b+段内地址W
分段、分页管理的对比：
- 页是信息的物理单位，分页的主要目的是为了离散分配，提高内存利用率。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。
- 段是信息的逻辑单位，分段的主要目的是为了更好地满足用户需求，一个段同行包含着一组数以亿个逻辑模块的信息，分段对用户是可见的，用户编程时需要显式地给出段名
- 页的大小固定且由系统决定，段的长度不固定，决定于用户编写的程序
- 分页的用户进程地址空间是一维的，程序员只需要给出一个记忆符就可以表示一个地址
- 分段的用户进程地址空间是二维的，程序员在标识一个地址时，既要给出段名，又要给出段内地址。
- 分段比分页更容易实现信息的共享和保护。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（比如一个代码段中有很多变量，各个进程并发地同时访问可能造成数据的不一致）。页面因为不是按照逻辑模块划分的，这就很难实现共享。
- 分页（普通）需要两次访存，分段也需要两次访存。分段存储同样也可以引入快表机构
段页式管理
分段管理产生外部碎片的原理和动态内存管理产生外部碎片的原理相同，因此同样也可以通过紧凑技术，但是紧凑技术需要较大的时间代价。
将进程按逻辑模块分段，再将各段分页
段页式系统的逻辑地址：段号、页号、页内地址（页内偏移量）组成
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
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。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。
每一个段对应一个段表项，每个段表项由段号、页表长度、页表存放块号（即就是页表起始地址）组成。每个段表项长度相等，段号是隐藏的。相当于每一个段表项都是一个PTR（页表寄存器）
这里的段表不同于分段管理中的段表（段号（隐藏）+段长度+段基址）
每一个页面对应一个页表项，每个页表项由页号、页面存放的内存块号组成（页号隐藏）
逻辑地址转换为物理地址
PCB中包含段表寄存器：段表始址F + 段表长度M
- 根据逻辑地址得到段号S，页号P，页内偏移量W
- 判断段号是否合法，若S>=M则产生越界中断
- 查询段表，找到对应的段表项，段表项存放地址为F+S*段表项长度
- 判断页表长度和页号，如果页号>=页表长度则产生越界中断
- 查询页表项=页表起始地址+页号*页表项长度
- 根据页表项得到的内存块号*内存大小+页内偏移量W得到物理地址
三次访存：访问段表->访问页表->访问物理地址
可以引入段表机制，用段号和页号作为查询的关键字，则只需要一次访存
