分段存储管理方式的引入

分段存储管理方式的引入是为了满足用户的要求。

方便编程：通常一个作业是由多个程序段和数据段组成的，一般情况下，用户希望按逻辑关系对作业分段，并能根据名字来访问程序段和数据段。
信息共享：
- 共享是以信息的逻辑单位为基础的。页是存储信息的物理单位，段却是信息的逻辑单位。
- 页式管理中地址空间是一维的，主程序，子程序都顺序排列，共享公用子程序比较困难，一个共享过程可能需要几十个页面。
信息保护：
- 页式管理中，一个页面中可能装有 2 个不同的子程序段的指令代码，不能通过页面共享实现共享一个逻辑上完整的子程序或数据块。
- 段式管理中，可以以信息的逻辑单位进行保护。
动态增长：实际应用中，某些段（数据段）会不断增长，前面的存储管理方法均难以实现。
动态链接：动态链接在程序运行时才把主程序和要用到的目标程序（程序段）链接起来。

分段系统的空间划分

将用户作业的逻辑地址空间划分成若干个大小不等的段（由用户根据逻辑信息的相对完整来划分）。各段有段名（常用段号代替），首地址为 0。

利用段表实现地址映射

段表

段表记录了段与内存位置的对应关系。
段表保存在内存中。
段表的基址及长度由段表寄存器给出。

访问一个字节的数据/指令需访问内存两次 (段表一次，内存一次)。
逻辑地址由段和段内地址组成。

在为作业分配内存时以段为单位，分配一段连续的物理地址空间，段间不必连续。
分页管理中，作业地址空间是一维的，逻辑地址是的线性地址。
分段管理中，整个作业的地址空间由于是分成多个段，因而是二维的，其逻辑地址由段号和段内地址所组成。

地址变换机构

系统将逻辑地址中的段号 S 与段表长度 TL 进行比较。

若 S>TL，表示段号太大，是访问越界，于是产生越界中断信号。
若未越界，则根据段表的始址和该段的段号，计算出该段对应段表项的位置，从中读出该段在内存的始址。

再检查段内地址 d，是否超过该段的段长 SL。

若超过，即 d >SL，同样发出越界中断信号。
若未越界，则将该段的基址与段内地址 d 相加，即可得到要访问的内存物理地址。

信息共享

分段系统的一个突出优点，是易于实现段的共享，对段的保护也十分简单。

例：一个多用户系统，可同时接纳 40 个用户，都执行一个文本编辑程序 (Text Editor)。如果文本编辑程序有 160KB 的代码和另外 40 KB 的数据区，如果不共享，则总共需有 8 MB 的内存空间来支持 40 个用户。

可重入代码(Reentrant Code) 又称为“纯代码”(PureCode)，是一种允许多个进程同时访问的代码。为使各个进程所执行的代码完全相同，绝对不允许可重入代码在执行中有任何改变。因此，可重入代码是一种不允许任何进程对它进行修改的代码。

如果 160 KB 的代码是可重入的，则无论是在分页系统还是在分段系统中，该代码都能被共享。
在内存中只需保留一份文本编辑程序的副本，此时所需的内存空间仅为 1760 KB(40×40+160)，而不是(160+40)×40= 8000 KB 。

分页系统的共享

分段系统的共享

在分段系统中，实现共享容易得多，只需在每个进程的段表中为文本编辑程序设置一个段表项。

分页与分段的主要区别

页是信息的物理单位，分页仅仅是由于系统管理的需要，对用户透明的。段是信息的逻辑单位，分段的目的是为了能更好的满足用户的需要。
页的大小固定且由系统确定，把逻辑地址划分为页号和页内地址两部分。段的长度却不固定，决定于用户所编写的程序。
分页的作业地址空间是一维的，分段的作业地址空间是二维的。
页和段都有存储保护机制。但存取权限不同：段有读、写和执行三种权限；而页只有读和写两种权限。

二者优点的结合：段页式存储管理

段页式存储管理的基本原理

段页式存储管理是分段和分页原理的结合，即先将用户程序分成若干个段（段式），并为每一个段赋一个段名，再把每个段分成若干个页（页式）。
其地址结构由段号、段内页号、及页内位移三部分所组成。

系统中设段表和页表，均存放于内存中。读一字节的指令或数据须访问内存三次。为提高执行速度可增设高速缓冲寄存器。
每个进程一张段表，每个段一张页表。
段表含段号、页表始址和页表长度。页表含页号和块号。

利用段表和页表实现地址映射

段页式存储管理的地址变换

从 PCB 中取出段表始址和段表长度，装入段表寄存器。
将段号与段表长度进行比较，若段号大于或等于段表长度，产生越界中断。
利用段表始址与段号得到该段表项在段表中的位置。取出该段的页表始址和页表长度。
将页号与页表长度进行比较，若页号大于或等于页表长度，产生越界中断。
利用页表始址与页号得到该页表项在页表中的位置。
取出该页的物理块号，与页内地址拼接得到实际的物理地址。

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