王道操作系统笔记（八）—— 非连续分配管理方式

爱被打了一巴掌 2023-10-11 20:44 25阅读 0赞

## 前言 ##

非连续分配允许一个程序 分散地装入不相邻的内存空间。非连续分配管理方式根据分区的大小是否固定，分为 分页存储管理方式 和 分段存储管理方式，又将分页与分段存储管理方式的优点相结合形成了 段页式存储管理方式。

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#### 文章目录 ####

*  前言
 *  一、基本分页存储管理
 *   *  1.1 逻辑地址结构
     *  1.2 页表的定义
     *  1.3 地址转换
     *  1.4 基本地址变换机构
     *  1.5 具有快表的地址变换机构
     *  补充：对页表项大小的进一步探讨（了解）
 *  二、两级页表
 *   *  2.1 单级页表存在的问题
     *  2.2 两级页表的引入
     *  2.2 地址变化
     *  2.3 三级页表
     *  补充：多级页表常驻内存问题
 *  三、基本分段存储管理方式
 *   *  3.1 逻辑地址结构
     *  3.2 段表的定义
     *  3.3 地址变换
     *  3.4 分段、分页管理的对比
 *  四、段页式管理方式
 *   *  4.1 逻辑地址结构
     *  4.2 段表、页表
     *  4.3 地址变化

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## 一、基本分页存储管理 ##

将内存空间分为一个个大小相等的分区，如：每个分区4KB。每个分区就是一个 页框 (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，页框号 从 0 开始。

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，即 进程的页面与内存的页框有一一对应的关系。  
![在这里插入图片描述][e149642fce4145539ec3871fc85f2e86.png_pic_left]

> 注：  
> ① 页框、页帧、内存块、物理块与物理页面是针对内存； 页、页面是针对进程。  
> ② 进程的最后一个页面可能没有一个页框那么大，即分页存储有可能产生内部碎片，因此页框不能太大，否则可能产生过大的内部碎片造成浪费。

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### 1.1 逻辑地址结构 ###

分页存储管理的 逻辑地址结构 如下所示：  
![在这里插入图片描述][000c51965bd3456dbf10934cd923bd7c.png_pic_left]  
地址结构包含两个部分：前一部分为页号，后一部分为页内偏移量 W。在上图所示的例子中，地址长度为 32 位，其中 0 ~ 11位 为页内偏移量(或称页内地址)，即每页大小为 4KB；12~31 位为页号，进程地址空间最多允许 20 页。

重要考点：页面大小 ⇔ 页内偏移量位数 ⇒ 逻辑地址结构

> **结论：**  
> ① 如果有  K K K 位 表示 页内偏移量，则说明该系统中 一个页面的大小是  2 K 2^\{K\} 2K 个内存单元，内存中的物理块大小也是  2 K 2^\{K\} 2K 个内存单元。  
> ② 如果有  M M M 位 表示 页号，则说明在该系统中，一个进程最多允许有  2 M 2^\{M\} 2M 个页面。

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### 1.2 页表的定义 ###

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，在操作系统的内核地址空间)中。页表记录进程 页面 和实际存放的 内存块 之间的 映射关系。  
![在这里插入图片描述][187e4f5ea97449f9a859d715237d41d8.png_pic_left]

> ① 一个进程对应一张页表。  
> ② 进程的每个页面对应一个页表项。  
> ③ 每个 页表项 由 页号和块号 组成。  
> ④ 每个页表项的长度是相同的。

重要考点：内存块数量 ⇒ 页表中块号占多少字节

例：假设某系统物理内存大小为  4 4 4 GB，页面大小为  4 4 4 KB，则每个页表项至少应该为多少字节？

内存块大小 = 页面大小 =  4 4 4 KB =  2 12 2^\{12\} 212 B  
⇒  4 4 4 GB 的内存总共会被分为  2 32 2^\{32\} 232 /  2 12 2^\{12\} 212 =  2 20 2^\{20\} 220 个内存块  
⇒ 内存块号的范围应该是  0 0 0 ~  2 20 2^\{20\} 220\- 1 1 1  
⇒ 内存块号至少要用  20 20 20 bit 来表示  
⇒ 至少要用  3 3 3B 来表示 块号（  3 3 3 \*  8 8 8 =  24 24 24 bit ）

页表项在内存中是连续存放，因此页号是可以隐藏的，不占内存空间，页表项占 3 个字节。  
![在这里插入图片描述][8e06ba962d904fec86113185c9953e84.png_pic_left]

> **结论：**  
> 存储整个页表至少需要  3 ∗ ( n + 1 ) 3\*(n+1) 3∗(n\+1)B， n n n 是页号的最大值，因为页号是从0开始。  
>  i i i 号页表项的存放地址 =  X + 3 ∗ i X+3\*i X\+3∗i，  X X X 是页表的起始地址  
>  j j j 号内存块的起始地址 =  j j j  ∗ \* ∗ 内存块大小

注：如果未特别强调，默认计算机按字节编址。

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### 1.3 地址转换 ###

**分页存储特点：** 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。

如果要访问逻辑地址 A 的物理块，则  
① 确定逻辑地址 A 对应的页号 P  
② 找到 P 号页面在内存中的起始地址（需要查页表）  
③ 确定逻辑地址 A 的页内偏移量 W

页号 = 逻辑地址 / 页面长度  
页内偏移量 = 逻辑地址 % 页面长度

**例1：** 在某计算机系统中，页面大小是 50 B。某进程逻辑地址空间大小为 200 B，则逻辑地址 110 对应的页号、页内偏移量是多少？  
![在这里插入图片描述][28d7a0254d16474a91eca79cfc9c440e.png_pic_left]  
  计算机内部的地址是用二进制表示的，如果页面大小刚好是 2 的整数幂，则计算机硬件可以很快速的把逻辑地址拆分成 (页号, 页内偏移量)。

> **结论1：** 与上文结论相同，如果每个页面大小为  2 K 2^\{K\} 2K B，用二进制数表示逻辑地址，则末尾  K K K 位即为页内偏移量，其余部分就是页号。

**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  4 4 4 KB，1 号页面存放的 内存块号。将逻辑地址 4097 转换为物理地址。

逻辑地址 4097，用二进制表示应该是 00000000000000000001000000000001。  
由于页面大小  4 4 4 KB =  2 12 2^\{12\} 212 B =  4096 4096 4096 B，所以页内偏移量占  12 12 12 位，即二进制表示的逻辑地址，后  12 12 12 位是页内偏移量，前  20 20 20 位是页号。  
页号 = 4097/4096 = 1 = 00000000000000000001  
页内偏移量 = 4097%4096 = 1 = 000000000001

现假设通过查询页表得知 是 9(1001)，则  
9号内存块的起始地址 = 9\*内存块大小 = 9\*4096 = 00000000000000001001000000000000  
逻辑地址4097对应的物理地址 = 页面在内存中存放的起始地址 + 页内偏移量  
= 9  ∗ \* ∗ 4096 + 1= 36865 =（00000000000000001001000000000001）

> **结论2：** 如果页面大小刚好是 2 的整数幂，则只需把页表中记录的物理块号拼接上页内偏移量，就可以得到对应的物理地址。

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### 1.4 基本地址变换机构 ###

基本地址变换机构可以借助进程的页表将逻辑地址转换为物理地址。  
通常会在系统中设置一个 页表寄存器(PTR)，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 放在进程控制块(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。

设页面大小为  L L L，逻辑地址  A A A 到物理地址  E E E 的变换过程如下：  
![在这里插入图片描述][d3e7e501b58f4f1da9a028a072074163.png_pic_left]

① 根据逻辑地址计算页号  P P P（ P = A / L P=A/L P=A/L）和页内偏移量  W W W（  W = A % L W=A\\%L W=A%L）  
② 比较页号  P P P 和 页表长度  M M M。若  P ≥ M P≥M P≥M，则产生越界中断，否则继续执行。（注：页号是从 0 开始的，而页表长度至少是 1，因此  P = M P=M P=M 时也会越界）  
③ 页表中页号  P P P 对应的页表项地址 = 页表起始地址  F F F \+ 页号  P P P \* 页表项长度，取出该页表项内容  b b b，即为内存块号。  
④ 计算  E = b ∗ L + W E = b \* L + W E=b∗L\+W，用得到的物理地址  E E E 去访存。（如果内存块号、页面偏移量是用二进制表示的，那么把二者拼接起来就是最终的物理地址了）  
⑤ 访问目标内存单元。

> **注意区分页表项长度、页表长度、页面大小的区别：**  
> 页表项长度指的是每个页表项占多大的存储空间；  
> 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；  
> 页面大小指的是一个页面占多大的存储空间

在分页存储管理（页式管理）的系统中，页是信息的物理单位，分页完全是系统行为，因此 页的大小由系统决定，逻辑地址在计算机的视角很好确定。所以，页式管理中地址是一维的。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。

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### 1.5 具有快表的地址变换机构 ###

快表，又称联想寄存器(TLB)，是一种 访问速度比内存快很多的高速缓存器，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，内存中的页表常称为慢表。

> 注：TLB 不是内存；快表与 Cache(高速缓冲器) 的区别在于，块表中只有页表项的副本，而普通 Cache 中可能有其他各种数据的副本，可以把快表理解为一种特殊的 Cache。

设某进程执行过程中要访问 (0,4) 这个逻辑地址，访问过程如下：  
![在这里插入图片描述][09cdc9c2ed774334998cb93421ffc158.png_pic_left]  
① CPU 给出逻辑地址，由硬件进行地址转换，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，最后再访存。因此，若快表命中，存取数据仅一次访存。  
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，最后再访存。因此，若快表未命中，存取数据需两次访存。  
![在这里插入图片描述][9848f5923b5947dabe72e45dcca930db.png_pic_left]

注：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，则必须按照一定算法对旧的页表项进行替换（局部性原理）。

*  **时间局部性：** 如果执行了程序中的某条指令，那么不久后这条指令很有可能再次执行；如果某个数据被访问过，不久之后该数据很可能再次被访问。（因为程序中存在大量的循环）
 *  **空间局部性：** 一旦程序访问了某个存储单元，在不久之后，其附近的存储单元也很有可能被访问。（因为很多数据在内存中都是连续存放的）

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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 1us，访问一次内存耗时 100us。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？

解：  
有的系统不支持快表和慢表同时查找。，平均耗时(1+100) \* 0.9 + (1+100+100) \* 0.1 = 111 us  
有的系统支持快表和慢表同时查找。，平均耗时= (1+100) \* 0.9 + (100+100) \* 0.1 = 110.9 us  
![在这里插入图片描述][8bb567976b5b47d7a7981fc435dac073.png_pic_left]

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### 补充：对页表项大小的进一步探讨（了解） ###

**2.1.1 例题：** 假设某系统物理内存大小为  4 4 4 GB，页面大小为  4 4 4 KB，内存总共会被分为  2 32 2^\{32\} 232 /  2 12 2^\{12\} 212 =  2 20 2^\{20\} 220 个内存块，因此内存块号的范围应该是  0 0 0 ~  2 20 2^\{20\} 220\- 1 1 1。 内存块号至少要用  20 20 20 bit 来表示吗，因此块号至少要用  3 3 3B 才够。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 X X，则  M M M 号页对应的页表项是存放在内存地址为  X + 3 ∗ M X + 3\*M X\+3∗M。

思考：一个页面为  4 4 4 KB，则每个物理块可以存放 4096/3 = 1365 个页表项，但是这个页框会剩余  2 32 2^\{32\} 232 % 3 = 1 B 页内碎片。因此，1365 号页表项存放的地址为  X + 3 ∗ 1365 + 1 X+3\*1365+1 X\+3∗1365\+1 (页表项从0开始编号)。  
如果每个页表项占 4 字节，则每个页框刚好可存放 1024个页表项  
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。

![在这里插入图片描述][449810039d6b48be8551e9691d5563ef.png_pic_left]

> **结论：** 理论上，页表项长度为 3B 即可表示内存块号的范围，但是，为了方便页表的查询，常常会让一个页表项占更多的字节，使得每个页面恰好可以装得下整数个页表项。

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## 二、两级页表 ##

两级页表的分配管理方式属于基本分页存储管理范畴，其用于解决页表项占据连续页框的问题。

### 2.1 单级页表存在的问题 ###

**问题：** 页表项在内存中是连续存放的，当进程很大时，记录进程页面的页表项需要占据很多连续的页框，这个问题如何解决？  
**解决方案：** 可建立两级页表，一级页表为页目录表，二级页表离散存储。

### 2.2 两级页表的引入 ###

**例：** 某系统按字节寻址，支持 30 位的逻辑地址，采用分页存储管理，页面大小为 4KB，页表项长度为 4B，试问逻辑地址的结构。

页面大小为  4 4 4 KB =  2 12 2^\{12\} 212 B，则页内偏移量要用  12 12 12 位表示。  
 30 30 30 \-  12 12 12 =  18 18 18，则页号用 18 位表示，即进程最多有  2 18 2^\{18\} 218 个页面，一共需要  2 18 2^\{18\} 218 个页表项来记录这些页面与物理块的映射关系，且页号范围是： 0 0 0 ~  2 18 2^\{18\} 218\- 1 1 1。  
页表项长度是  4 4 4 B，一个内存块(页框)最多存储  4 4 4K/ 4 4 4 =  2 12 2^\{12\} 212/ 4 4 4 =  2 10 2^\{10\} 210 个页表项。  
 2 18 2^\{18\} 218 个页表项则需要  2 18 2^\{18\} 218/ 2 10 2^\{10\} 210 =  2 8 2^\{8\} 28 个内存块才能存储。  
即需要专门给进程分配  2 8 2^\{8\} 28 =  256 256 256 个连续的物理块(页框)来存放它的页表。

为避免连续占用内存块问题，可以设置  2 8 2^\{8\} 28 =  256 256 256 个二级页表，并用一级页表来记录这些二级页表，因此一级页号占 8 位。  
![在这里插入图片描述][9784e5f0c318438a9412c145206cff78.png_pic_left]

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### 2.2 地址变化 ###

**例：** 将逻辑地址 (00000000,0000000001,111111111111) 转换为物理地址（用十进制表示）。  
![在这里插入图片描述][82c7749b04fb4c8a9c8fdf8efd4206ad.png_pic_left]  
首先，按照地址结构将逻辑地址拆分成三部分  
① 从 PCB 中读出页目录表始址，再根据一级页号查页目录表，找到下一级页表在内存中的存放位置。  
② 根据二级页号查二级页表，找到最终想访问的内存块号。  
③ 结合页内偏移量得到物理地址。

最终要访问的内存块号为 4，该内存块的起始地址为 4\*4096 = 16384 页内偏移量为 4095。  
最终的物理地址为：16384 + 4095= 20479。

> **两次页表，若采用“快表”，需要3次访存。**  
> 第一次：访问页目录表。  
> 第二次：访问内存中的二级页表。  
> 第三次：访问目标内存单元。

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### 2.3 三级页表 ###

若分为两级页表后，页表依然很长，则可以采用更多级页表。并且，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。

**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？

页面大小 =  4 4 4 KB =  2 12 2^\{12\} 212 B，按字节编址，因此页内偏移量为  12 12 12 位。  
页号 =  40 40 40 \-  12 12 12 =  28 28 28 位  
页面大小 =  2 12 2^\{12\} 212 B，页表项大小 =  4 4 4 B ，则每个页面可存放  2 12 2^\{12\} 212/ 4 4 4 =  2 10 2^\{10\} 210 个页表项。  
因此，各级页表最多包含  2 10 2^\{10\} 210 个页表项，需要  10 10 10 位二进制位才能映射到  2 10 2^\{10\} 210 个页表项。  
因此每一级的页表对应页号应为  10 10 10 位。总共  28 28 28 位的页号至少要分为  3 3 3 级。

![在这里插入图片描述][1becafe302474e46b71ec544f94aca3e.png_pic_left]

> **对 “各级页表的大小不能超过一个页面” 反面理解：**  
> 对于上题而言，如果采用两级页表存储，一级占 18 位，二级占10 位。由于 1 个页面可存  2 10 2^\{10\} 210 个页表项，一级页表的  2 18 2^\{18\} 218 个页表项需要  2 8 2^\{8\} 28 个连续的物理块 (页框) 来存储，这与 “非连续分配” 的观念相违背。

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### 补充：多级页表常驻内存问题 ###

当进程很大时，记录进程页面的页表项需要占据很多页框，但没有必要让整个页表常驻内存，因为由局部性原理可知：进程在一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面。因此，只需在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。

此外，若未用“快表”，N 级页表机制，需要 N+1 次访问内存。

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## 三、基本分段存储管理方式 ##

将内存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。

将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(在低级语言中，程序员使用段名来编程)，每段从0开始编址。  
![在这里插入图片描述][e7ee7ecc5347417c91887ff7bb1416b5.png_pic_left]

### 3.1 逻辑地址结构 ###

分段存储管理的 逻辑地址结构 如下所示：  
![在这里插入图片描述][2bf4f8eb0f3e42d7a5b320653d8eba64.png_pic_left]  
地址结构包含两个部分：前一部分为段号，后一部分为段内偏移量。在上图所示的例子中，地址长度为 32 位，其中 0 ~ 15位 为段内偏移量(或称段内地址)，即每段最大长度是  2 16 2^\{16\} 216 =  64 64 64 KB。16~31 位为段号，进程地址空间最多有  2 16 2^\{16\} 216 =  64 64 64 个段。

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### 3.2 段表的定义 ###

程序分多个段，各段离散地装入内存，为了保证程序能正常运行，就必须能从物理内存中找到各个逻辑段的存放位置。为此，需为每个进程建立一张段映射表，简称段表。  
![在这里插入图片描述][26729d8d16904859a5c212627606ade2.png_pic_left]

> 注：① 每个段对应一个段表项，其中 记录了该段在内存中的起始位置（又称“基址”）和段的长度。  
>   ② 各个段表项的长度是相同的。

如：某系统按字节寻址，采用分段存储管理，逻辑地址结构为（段号 16 位, 段内地址 16 位），因此用 16 位即可表示最大段长。假设物理内存大小为 4GB（可用 32 位表示整个物理内存地址空间）。因此，可以让每个段表项占 16+32 = 48位，即 6 B。

由于段表项长度相同，在内存中是连续存放，因此段号可以是隐含的，不占存储空间。若段表存放的起始地址为 M，则 K 号段对应的段表项存放的地址为 M + K \* 6。  
![在这里插入图片描述][1bbbe5d5d08a47cda13605c2c05232bb.png_pic_left]  
注：段间不要求连续，段内要求连续。

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### 3.3 地址变换 ###

![在这里插入图片描述][1d8a08763d62462fb2c79df0f70e258a.png_pic_left]  
注：③ 段表项的存放地址 = 段表始址  F F F \+ 段号 S S S  ∗ \* ∗ 段表项长度  
  ④ 若段内偏移量(段内地址)  W ≥ W≥ W≥ 段长  C C C，则产生越界中断，其中段长从 0 开始。

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### 3.4 分段、分页管理的对比 ###

1.  页是信息的物理单位，分页完全是系统行为，对用户是不可见的；  
    段是信息的逻辑单位，分段的主要目的是更好地满足用户需求，对用户是可见的。因此，用户编程时需要显式地给出段名。
2.  分页的用户进程地址空间是一维的，程序员只需给出一个记忆符(如：<A>) 即可表示一个地址；  
    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，也要给出段内地址。  
    注：`LOAD 1, [D] | <A>; //将分段D中A单元内的值读入寄存器1`  
    短时存储中，段名 \[D\] 会被编译程序翻译成对应段号，记忆符 <A> 会被编译程序翻译成段内地址。
3.  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。纯代码如：`printf(“hello”)`
4.  分页(单级页表)需要两次访问，一次查内存中的页表，一次访问目标内存单元；  
    分段需要两次访问，一次查内存中的段表，一次访问目标内存单元；

**注：** 分段系统中也可以引入 快表 机构，将近期访问过的段表项放到快表中这样可以少一次访问，加快地址变换速度。

`下面的存储管理方案中，( A ) 方式可以采用静态重定位。 A. 固定分区  B. 可变分区  C. 页式  D. 段式 解析：静态重定位的特点在于一旦确定位置，就不能再移动。 固定分区：作业装入后，位置不再改变；可变分区：当使用紧凑技术时，作业可能会变动位置；页式与段式存储方式，在运行过程中时，会进行逻辑地址向物理地址转换确定物理地址，属于动态重定位。 下面的( A )方法有利于程序的动态链接。 A. 分段存储管理  B. 分页存储管理  C. 可变是分区管理  D. 固定式分区管理 解析：动态链接在于暂时用不到的不链接，与逻辑有关。分段存储管理按照逻辑功能划分为不同的段，其有利于动态链接。`

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## 四、段页式管理方式 ##

页式存储管理能有效地提高内存利用率，而分段存储管理能反映程序的逻辑结构并有利于段的分享，将两种存储管理方法结合起来，便形成了段页式存储管理方式。  
![在这里插入图片描述][d61d4a9c2bdc45768ec8e3b1b1af43fa.png_pic_left]  
**注：** 分段管理中产生的外部碎片也可以用紧凑技术来解决。  
**紧凑技术参考：** [内存管理的基本要求和连续分配管理方式][Link 1]

段页式存储管理方式，将作业的地址空间首先被分成若干逻辑段，每段都有自己的段号，然后将每个段分成若干大小固定的页，内存空间分为大小一个个大小相等的分区。  
![在这里插入图片描述][3f3605ccc739413197210ff67055c4ca.png_pic_left]

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### 4.1 逻辑地址结构 ###

分段系统的逻辑地址结构由段号和段内地址（段内偏移量）组成。如：  
![在这里插入图片描述][78cc379a81c344e0a3953388216193e4.png_pic_left]  
段页式系统的逻辑地址 结构由段号、页号、页内地址（页内偏移量）组成。如：  
![在这里插入图片描述][3528a43d260646b9ba48507c2d18725f.png_pic_left]  
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。在上述例子中，若系统是按字节寻址的，则段号占  16 16 16 位，因此在该系统中，每个进程最多有  2 16 2^\{16\} 216 =  64 64 64 K个段。页号占  4 4 4 位，因此每个段最多有  2 4 2^\{4\} 24 =  16 16 16页。页内偏移量占12位，因此每个内存块大小为  2 12 2^\{12\} 212 =  4096 4096 4096 =  4 4 4 KB。

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。

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### 4.2 段表、页表 ###

在段页式存储管理方式中，一个进程只有一个段表，而页表则可能有多个。  
![在这里插入图片描述][cd0baa8dd9e542c6bacc17650c421d42.png_pic_left]  
  每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（页表起始地址）组成。每个段表项长度相等，段号是隐含的。局部进程的每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。每个页表项长度相等，页号是隐含的。注意与传统段表项的区别。

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### 4.3 地址变化 ###

![在这里插入图片描述][6bc46dbddfdb4cab8e5f184094540a0b.png_pic_left]  
地址变化过程中共有三次访存，第一次查内存中的段表，第二次查内存中的页表，第三次访问目标内存单元。

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[e149642fce4145539ec3871fc85f2e86.png_pic_left]: https://img-blog.csdnimg.cn/e149642fce4145539ec3871fc85f2e86.png#pic_left
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[Link 1]: https://blog.csdn.net/weixin_43819566/article/details/129005813?spm=1001.2014.3001.5501
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