段页式内存管理
what：
物理内存：
物理内存时常被认为是内存条的大小，实际并不完全正确。原因是：除了内存条物理大小以外，还和地址总线。例如：一个内存条大小为100G，但是地址总线只有20位，那么地址总线最多能访问的内存大小是1M，那么这台机器的实际物理内存也就是1M。
程序原始直接进内存运行情况：
可能会出现各种问题，例如：内存不够用；地址空间相互覆盖等情况。
虚拟内存：
应对直接内存的内存，出现了虚拟内存的技术。
核心思想：确保每个程序拥有自己的地址空间，地址空间被分成多个块，每一块都有连续的地址空间；同时物理空间也分成多个块，块大小和虚拟地址空间的块大小一致。操作系统会自动将虚拟地址空间映射到物理地址空间。程序所关注的只是虚拟内存，请求的也是虚拟内存，其实真正使用的是物理内存。
虚拟内存和物理内存的“页式”应对法（页式管理）：
虚拟内存如何映射到实际的物理内存，是由MMU来完成，具体的工作方式如下图：
为了加快查找速度，采用了：一个小型的硬件设备（缓存），叫快表（TLB）。MMU先从TLB中查。这个TLB能提效率的主要理论依据是“局部性原理”（程序在执行过程中的一个较短时间，所执行的指令地址和要访问的数据通常都局限在一块区域内，这里可分为时间局部性和空间局部性）
朴素页表管理，会有内存使用过大的情况。
多级页表管理：
具体如下图：
以一个32位虚拟地址的二级页表为例，将32位虚拟地址划分为10位的PT1域，10位的PT2域，以及12位的offset域，当一个虚拟地址被送入MMU时，MMU首先提取PT1域并把其值作为访问第一级页表的索引，之后提取PT2域把把其值作为访问第二级页表的索引，之后再根据offset找到对应的页框号。
32位的虚拟地址空间下：每个页面4KB，且每条页表项占4B：
一级页表：进程需要1M个页表项（4GB / 4KB = 1M, 2^20个页表项），即页表（每个进程都有一个页表）占用4MB（1M * 4B = 4MB）的内存空间。
二级页表：一级页表映射4MB（2^22）、二级页表映射4KB，则需要1K个一级页表项（4GB / 4MB = 1K, 2^10个一级页表项）、每个一级页表项对应1K个二级页表项（4MB / 4KB = 1K），这样页表占用4.004MB（1K * 4B + 1K * 1K * 4B = 4.004MB）的内存空间。
节省的原因是：局部性原理。如果只有20%的一级页表项被用到了，那么页表占用的内存空间就只有0.804MB（1K*4B+0.2*1K*1K*4B=0.804MB），对比单级页表的4M是不是一个巨大的节约？
段式管理：
页式管理偏向操作系统，底层的管理。对程序人员并不是十分友好。
一个实际的程序往往是由若干段组成的，例如一个主程序段、若干子程序段、若干数据段和工作区段组成。例如下面：
分段式存储管理是：以段为单位进行内存分配，为此提供逻辑地址的形式。地址结构确定后 ，一个作业中允许的最多 段数及每段最大长度
也就确定了。例如PDP-11/45的段址结构为：段号3位，段内地址（单元号）13位，也就是说一个作业最多8段，每段最长可达8K字节。
具体的管理方式如下：
问题：每段的大小完全不固定，每段必须占据内存的连续区域（需要一个可容纳该段的空闲区，一部分用来装入该段信息，另一部分仍为空闲区），操作系统直接使用起来不方便。
段页式管理：
为了编制程序（各模块可以独立编程），而且具有逻辑上清晰的优点，和内存管理的便捷性。将段式管理和页式管理结合起来。
核心思想：段页式存储管理要点是，用户作业仍采用分段结构，各模块可以独立编程。但操作系统在分配内存空间时，不是把一个段分配在一个连续的内存区域，而是把每段再分成等长的若干页，将内存分成和页大小相等的若干块，然后按页存放在若干可能不连续的内存块中。
如图：
具体的地址转换逻辑：
红框为“指令中的地址相关信息”。
作业指令执行时，由指令的逻辑地址中的段号（图中为第i段）查该作业段表，获得作业该段的页表首址，再由指令逻辑地址中的页号查该页表，获得该页对应的内存块号（如图所示，上述过程也可能从快表中查到对应的块号），最后，将块号和指令中逻辑地址的单元号拼成绝对地址，该地址就是要访问的内存的绝对地址。这个绝对地址如果是在该段的存储区域内，则可访问；否则，产生一个地址越界中断。
