进程的地址空间是结构化的，对应的，我们将其划分为不同的段：代码段、数据段、堆段、栈段等，每个段之间相互独立互不影响。堆段和栈段的增长不会导致其他段被覆盖。每个段都有自己的地址，都可以从 0 开始。
相比分页，分段更适合做共享库。在分段下，可以直接映射一整个代码段，而在分页下，需要组合页面来完成“代码段”的映射。
3.7.1 Implementation of Pure Segmentation 纯粹分段的实现
只对内存进行分段，不做分页。
分页是按照固定的大小分割内存，分段则是按照结构来划分，每个段的大小都不一致。那么在只有分段没有分页的内存中，换出与换入段的大小不一致，容易导致大量内存碎片的产生，称为外部碎片（external fragmentation）或者棋盘形碎片（checkerboard）。
这些内存碎片可以通过内存紧缩来回收，通过调整每个段的位置，消除段之间的空洞，当然这会消耗性能。
3.7.2 Segmentation with Paging: MULTICS 分段与分页的结合：MULTICS
结合了分段和分页的虚拟内存组织形式称为段页式，段页式结合了分段和分页的优点
- 分页：统一的页面大小，只用加载需要的页面
- 分段：易于编程、模块化、保护、共享
multics 每个段的虚拟地址空间是 36 位，并且每个段作为一个独立的虚拟地址空间进行分页，每个段都有一个段表，结构如下：
| 字段 | 长度（bit） | 作用 |
|---|---|---|
| 页表描述符 | 18 | 指向该段的地址 |
| 段长度 | 9 | 说明段的长度，以页为单位 |
| 页面大小 | 1 | 0：1024字，1：64字 |
| 是否分页 | 1 | 0：分页，1：不分页 |
| - | 1 | - |
| 其他 | 3 | - |
| 保护位 | 3 | - |
虚拟地址分为段号、页号和页内偏移。寻址时：
- 根据段号找到对应的段描述符号
- 检查段的页面是否在内存中，如果不在就产生一个段错误，如果在就找到这个段。如果违反了段的访问保护限制，就发出一个越界错误
- 根据页号寻找页面，如果页面不在内存中则产生一个缺页中断
- 根据业内偏移量找到需要访问的地址
3.7.3 Segmentation with Paging: The Intel x86 分段与分页的结合：The Intel x86
相比 MULTICS，x86 的段更少但是容量更大。几乎没有进程会超过 1000 个段，但是有很多程序需要大段。
- MULITCS: 256K 个独立的段，每个段最长可以容纳 64K 个 36 位字
- x86: 16K 个独立的段，每个段最多可以容纳 10 亿个 32 位字
从 x86_64 开始，不再支持分段模式，但是依然保留了分段模式的机制。
在 x86 中，虚拟内存的核心是 局部描述符表LDT(Local Descriptor Table) 和 全局描述符表GDT(Global Descriptor Table)。每个程序都有自己的 LDT，所有程序共享一个 GDT。
- LDT: 描述每个程序的段，包括代码段、数据段、堆栈等。
- GDT: 描述系统段，包括操作系统本身。
为了访问一个段，x86 需要将段的 selector 装入段寄存器中，不同的段对应不同的段寄存器，代码段对应 CS，数据段对应 DS。
- 先根据标志位选择 LDT 或者 GDT
- 选择将 selector 加载到内部的寄存器中，将低三位清零
- 将 LDT 或者 GDT 的地址加到寄存中，就得到了对应描述符的地址。
| 字段 | 长度（bit） | 作用 |
|---|---|---|
| index | 13 | 对应段描述符的地址 |
| - | 1 | 0表述GDT 1表示LDT |
| - | 2 | 保护位 |
段描述符大小 8 字节，结构如下：
| 字段 | 长度 | 作用 |
|---|---|---|
| Base | 32 | 段的基地址 |
| Limit | 20 | 段的长度 |
| G | 1 | 0：Limit 以字节为单位，1：Limit 以页为单位 |
注意：为 0 的段描述符是禁用的，用于表示段寄存器不可用。如果从寄存器中拿到了一个为 0 的段描述符，就触发一次 trap。
拿到段描述符后：
-
根据 Limit 检查偏移量是否在段内。如果不在段内，触发一次 trap
如果 G 为 0，那么 Limit 以字节作为单位，最大为 1MB。当 G 为 1 时，Limit 以页面作为单位。
-
基地址 + 偏移量 = 线性地址
如果禁止分页，那么线性地址就作为物理地址，从而可以得到一个纯分段的虚拟内存。
如果允许分页，那么线性地址就作为虚拟地址，通过页表映射到物理地址。
在 32 位虚拟内存和 4 KB 页下，一个段可能包含百万数量的页面，因此使用两级映射减少页表的大小。
每个进程都有一个由 1024 个 32 位表项组成的页目录（page directory），通过一个全局寄存器定位。每个目录的项都指向一个包含 1024 个 32 位表项的页表，页表项指向页帧。
对应的，线性地址被划分为三部分：页目录、页面、页偏移量。
- 页目录：作为索引，在页目录表中定位页表
- 页面：作为索引，在页表中定位页面的位置
- 页偏移量：用于寻找需要访问的物理地址
一个页表包含 1024 个页面，可以管理 4MB 内存，对于小于 4MB 的段，页目录中只有一个表项指向一个唯一的页表。这种方式较短的段的开销只有两个页面。
为了避免重复的内存访问，x86 使用 TLB 缓存近期使用过的页面映射。
某些应用程序不需要分段，需要一个独立的分页的 32 位地址空间。可以将所有的段寄存器设置为同一个 selector，将段描述符的基地址设置为 0， Limit 设置到允许的最大。
事实上，目前所有的 x86 系统都是这样的，只使用一个段，本质上是存粹的分页虚拟内存系统。