分页和分段的区别

页和分段系统有许多相似之处,但在概念上两者完全不同,主要表现在：

1、页是信息的物理单位,分页是为实现离散分配方式,以消减内存的外零头,提高内存的利用率；或者说,分页仅仅是由于系统管理的需要,而不是用户的需要

段是信息的逻辑单位,它含有一组其意义相对完整的信息分段的目的是为了能更好的满足用户的需要

2、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,是由机器硬件实现的,因而一个系统只能有一种大小的页面

段的长度却不固定,决定于用户所编写的程序,通常由编辑程序在对源程序进行编辑时,根据信息的性质来划分

3、分页的作业地址空间是维一的,即单一的线性空间,程序员只须利用一个记忆符,即可表示一地址

分段的作业地址空间是二维的,程序员在标识一个地址时,既需给出段名,又需给出段内地址

程序分段的好处。cpu中的段寄存器中保存了段址（base）和偏移值的上限（limit）。段址：有效地址 中，如果有效地址大于limit，便会引发异常。这样就可以限制程序不能范围当前段外的数据，不能访问其他程序的数据。总之就是不能访问它不能访问的数据。

面向对象的好处。对象就是一块连续的内存中的数据吧。这点跟上面一点类似。通过限制访问，就做到了private的效果吧。

在分段存储管理方式中，作业的地址空间被划分为若干个段，每个段定义了一组逻辑信息。例如，有主程序段MAIN、子程序段X、数据段D及栈段S等，如图4-17所示。每个段都有自己的名字。为了实现简单起见，通常可用一个段号来代替段名，每个段都从0开始编址，并采用一段连续的地址空间。段的长度由相应的逻辑信息组的长度决定，因而各段长度不等。整个作业的地址空间由于是分成多个段，因而是二维的，亦即，其逻辑地址由段号(段名)和段内地址所组成。

分段地址中的地址具有如下结构：

在该地址结构中，允许一个作业最长有 64 K个段，每个段的最大长度为64 KB。　分段方式已得到许多编译程序的支持，编译程序能自动地根据源程序的情况而产生若干个段。例如，Pascal编译程序可以为全局变量、用于存储相应参数及返回地址的过程调用栈、每个过程或函数的代码部分、每个过程或函数的局部变量等等，分别建立各自的段。类似地，Fortran编译程序可以为公共块(Common block)建立单独的段，也可以为数组分配一个单独的段。装入程序将装入所有这些段，并为每个段赋予一个段号。 为了实现从进程的逻辑地址到物理地址的变换功能，在系统中设置了段表寄存器，用于存放段表始址和段表长度TL。在进行地址变换时，系统将逻辑地址中的段号与段表长度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起始地址，然后，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d与段内地址相加，即可得到要访问的内存物理地址。

下图示出了分段系统的地址变换过程。

像分页系统一样，当段表放在内存中时，每要访问一个数据，都须访问两次内存，从而极大地降低了计算机的速率。解决的方法也和分页系统类似，再增设一个联想存储器，用于保存最近常用的段表项。由于一般情况是段比页大，因而段表项的数目比页表项的数目少，其所需的联想存储器也相对较小，便可以显著地减少存取数据的时间，比起没有地址变换的常规存储器的存取速度来仅慢约10%～15%。

分页就是将进程的逻辑地址空间分成若干大小相等的片（即页），然后装入内存。

分段就是用户可以把自己的作业按逻辑关系划分为若干个段，每个段都是从0开始编址，并有自己的名字和长度。这就相当于程序里边的主函数段、各个子函数段、数据段、栈段等等。

要知道在引入分页和分段之前，是通过连续分配方式来管理存储器的，就是说一个进程在内存中是连续存放的。

可以这样理解吧，内存中有进程1、2、3……进程2先执行完成了，然后释放了所占有的内存空间，而之后，

如果新调入的进程内存需求大于之前2所占有的内存空间，那么不可能利用这块内存，相对于内存需求更大的进程来说，之前2所占有的内存空间就是不能利用的碎片，

如果新调入的进程内存需求小于之前2所占有的空间就会留下空隙，也会带来碎片。

虽然可以通过“紧凑”的方法进行碎片整理，但开销很大这就产生了与连续分配方式相对的离散分配方式，便先后引入了分页和分段存储管理。

所以相同点就是，两者都属于存储器管理方式中的离散分配方式。都要通过地址映射机构来实现地址变换。

不同点就在于，离散分配方式的基本单位的不同，是页还是段。

页是信息的物理单位，段是信息的逻辑单位。

分页的作业地址空间是一维的，线性的，程序员只需利用一个记忆符表示一个地址；而分段的作业地址空间是二维的，程序员在表示一个地址的时候既要给出段名，又需要给出段内地址。其中，段名可以理解为函数名等，段内地址可以理解程变量等的地址。

值得一提的是其中页的大小要和物理块或者页框一样，而物理块是 *** 作系统定好了的。也就是说你的 *** 作系统装完之后，物理块的大小是定了的，从而页的大小也是定了的。而段的长度是不定的。

引入分页存储管理方式的目的是提高内存利用率，而引入分段存储是为了满足用户（程序员）在编程和使用上多方面上的要求。还有将两者结合一起的段页式系统。

上一讲，我们看到了如何通过链接器，把多个文件合并成一个最终可执行文件。在运行这些可执行文件的时候，我们其实是通过一个装载器，解析 ELF 或者 PE 格式的可执行文件。装载器会把对应的指令和数据加载到内存里面来，让 CPU 去执行。

说起来只是装载到内存里面这一句话的事儿，实际上装载器需要满足两个要求。

第一，可执行程序加载后占用的内存空间应该是连续的 ，执行指令的时候，程序计数器是顺序地一条一条指令执行下去。这也就意味着，这一条条指令需要连续地存储在一起。

第二，我们需要同时加载很多个程序，并且不能让程序自己规定在内存中加载的位置。 虽然编译出来的指令里已经有了对应的各种各样的内存地址，但是实际加载的时候，我们其实没有办法确保，这个程序一定加载在哪一段内存地址上。因为我们现在的计算机通常会同时运行很多个程序，可能你想要的内存地址已经被其他加载了的程序占用了。

要满足这两个基本的要求，我们很容易想到一个办法。那就是我们可以在内存里面，找到一段连续的内存空间，然后分配给装载的程序，然后把这段连续的内存空间地址，和整个程序指令里指定的内存地址做一个映射。

我们把指令里用到的内存地址叫作 虚拟内存地址 (Virtual Memory Address)，实际在内存硬件里面的空间地址，我们叫 物理内存地址 (Physical Memory Address)。

程序里有指令和各种内存地址，我们只需要关心虚拟内存地址就行了。对于任何一个程序来说，它看到的都是同样的内存地址。我们维护一个虚拟内存到物理内存的映射表，这样实际程序指令执行的时候，会通过虚拟内存地址，找到对应的物理内存地址，然后执行。因为是连续的内存地址空间，所以我们只需要维护映射关系的起始地址和对应的空间大小就可以了。

内存分段

这种找出一段连续的物理内存和虚拟内存地址进行映射的方法，我们叫分段(Segmentation)。这里的段，就是指系统分配出来的那个连续的内存空间。

分段的办法很好，解决了程序本身不需要关心具体的物理内存地址的问题，但它也有一些不足之处，第一个就是内存碎片(Memory Fragmentation)的问题。

我们来看这样一个例子。我现在手头的这台电脑，有 1GB 的内存。我们先启动一个图形渲染程序，占用了 512MB 的内存，接着启动一个 Chrome 浏览器，占用了 128MB 内存，再启动一个 Python 程序，占用了 256MB 内存。这个时候，我们关掉 Chrome，于是空闲内存还有 1024 - 512 - 256 = 256MB。按理来说，我们有足够的空间再去装载一个200MB 的程序。但是，这 256MB 的内存空间不是连续的，而是被分成了两段 128MB 的内存。因此，实际情况是，我们的程序没办法加载进来。

当然，这个我们也有办法解决。解决的办法叫 内存交换 (Memory Swapping)。

我们可以把 Python 程序占用的那 256MB 内存写到硬盘上，然后再从硬盘上读回来到内存里面。不过读回来的时候，我们不再把它加载到原来的位置，而是紧紧跟在那已经被占用了的 512MB 内存后面。这样，我们就有了连续的 256MB 内存空间，就可以去加载一个新的200MB 的程序。如果你自己安装过 Linux *** 作系统，你应该遇到过分配一个 swap 硬盘分区的问题。这块分出来的磁盘空间，其实就是专门给 Linux *** 作系统进行内存交换用的。

虚拟内存、分段，再加上内存交换，看起来似乎已经解决了计算机同时装载运行很多个程序的问题。不过，你千万不要大意，这三者的组合仍然会遇到一个性能瓶颈。硬盘的访问速度要比内存慢很多，而每一次内存交换，我们都需要把一大段连续的内存数据写到硬盘上。所以，如果内存交换的时候，交换的是一个很占内存空间的程序，这样整个机器都会显得卡顿。

内存分页

既然问题出在内存碎片和内存交换的空间太大上，那么解决问题的办法就是，少出现一些内存碎片。另外，当需要进行内存交换的时候，让需要交换写入或者从磁盘装载的数据更少一点，这样就可以解决这个问题。这个办法，在现在计算机的内存管理里面，就叫作 内存分页 (Paging)。

和分段这样分配一整段连续的空间给到程序相比，分页是把整个物理内存空间切成一段段固定尺寸的大小 。而对应的程序所需要占用的虚拟内存空间，也会同样切成一段段固定尺寸的大小。这样一个连续并且尺寸固定的内存空间，我们叫页(Page)。从虚拟内存到物理内存的映射，不再是拿整段连续的内存的物理地址，而是按照一个一个页来的。页的尺寸一般远远小于整个程序的大小。在 Linux 下，我们通常只设置成 4KB。你可以通过命令看看你手头的 Linux 系统设置的页的大小。

getconf PAGE_SIZE

由于内存空间都是预先划分好的，也就没有了不能使用的碎片，而只有被释放出来的很多4KB 的页。即使内存空间不够，需要让现有的、正在运行的其他程序，通过内存交换释放出一些内存的页出来，一次性写入磁盘的也只有少数的一个页或者几个页，不会花太多时间，让整个机器被内存交换的过程给卡住。

更进一步地，分页的方式使得我们在加载程序的时候，不再需要一次性都把程序加载到物理内存中。我们完全可以在进行虚拟内存和物理内存的页之间的映射之后，并不真的把页加载到物理内存里，而是只在程序运行中，需要用到对应虚拟内存页里面的指令和数据时，再加载到物理内存里面去。

实际上，我们的 *** 作系统，的确是这么做的。当要读取特定的页，却发现数据并没有加载到物理内存里的时候，就会触发一个来自于 CPU 的 缺页错误 (Page Fault)。我们的 *** 作系统会捕捉到这个错误，然后将对应的页，从存放在硬盘上的虚拟内存里读取出来，加载到物理内存里。这种方式，使得我们可以运行那些远大于我们实际物理内存的程序。同时，这样一来，任何程序都不需要一次性加载完所有指令和数据，只需要加载当前需要用到就行了。

通过虚拟内存、内存交换和内存分页这三个技术的组合，我们最终得到了一个让程序不需要考虑实际的物理内存地址、大小和当前分配空间的解决方案。这些技术和方法，对于我们程序的编写、编译和链接过程都是透明的。这也是我们在计算机的软硬件开发中常用的一种方法，就是 加入一个间接层 。

通过引入虚拟内存、页映射和内存交换，我们的程序本身，就不再需要考虑对应的真实的内存地址、程序加载、内存管理等问题了。任何一个程序，都只需要把内存当成是一块完整而连续的空间来直接使用。

总结延伸

现在回到开头我问你的问题，我们的电脑只要 640K 内存就够了吗很显然，现在来看，比尔·盖茨的这个判断是不合理的，那为什么他会这么认为呢因为他也是一个很优秀的程序员啊!

在虚拟内存、内存交换和内存分页这三者结合之下，你会发现，其实要运行一个程序，“必需”的内存是很少的。CPU 只需要执行当前的指令，极限情况下，内存也只需要加载一页就好了。再大的程序，也可以分成一页。每次，只在需要用到对应的数据和指令的时候，从硬盘上交换到内存里面来就好了。以我们现在 4K 内存一页的大小，640K 内存也能放下足足 160 页呢，也无怪乎在比尔·盖茨会说出“640K ought to be enough for anyone”这样的话。

不过呢，硬盘的访问速度比内存慢很多，所以我们现在的计算机，没有个几 G 的内存都不好意思和人打招呼。

那么，除了程序分页装载这种方式之外，我们还有其他优化内存使用的方式么下一讲，我们就一起来看看“动态装载”，学习一下让两个不同的应用程序，共用一个共享程序库的办法。

一个程序内存分配：

下图是APUE中的一个典型C内存空间分布图（虚拟内存）

例如：

int g1=0, g2=0, g3=0;

int max(int i)

{

int m1=0,m2,m3=0, p_max;

static n1_max=0,n2_max,n3_max=0;

p_max = (int )malloc(10);

printf("打印max程序地址\n");

printf("in max: 0xx\n\n",max);

printf("打印max传入参数地址\n");

printf("in max: 0xx\n\n",&i);

printf("打印max函数中静态变量地址\n");

printf("0xx\n",&n1_max); //打印各本地变量的内存地址

printf("0xx\n",&n2_max);

printf("0xx\n\n",&n3_max);

printf("打印max函数中局部变量地址\n");

printf("0xx\n",&m1); //打印各本地变量的内存地址

printf("0xx\n",&m2);

printf("0xx\n\n",&m3);

printf("打印max函数中malloc分配地址\n");

printf("0xx\n\n",p_max); //打印各本地变量的内存地址

if(i) return 1;

else return 0;

}

int main(int argc, char argv)

{

static int s1=0, s2, s3=0;

int v1=0, v2, v3=0;

int p;

p = (int )malloc(10);

printf("打印各全局变量(已初始化)的内存地址\n");

printf("0xx\n",&g1); //打印各全局变量的内存地址

printf("0xx\n",&g2);

printf("0xx\n\n",&g3);

printf("======================\n");

printf("打印程序初始程序main地址\n");

printf("main: 0xx\n\n", main);

printf("打印主参地址\n");

printf("argv: 0xx\n\n",argv);

printf("打印各静态变量的内存地址\n");

printf("0xx\n",&s1); //打印各静态变量的内存地址

printf("0xx\n",&s2);

printf("0xx\n\n",&s3);

printf("打印各局部变量的内存地址\n");

printf("0xx\n",&v1); //打印各本地变量的内存地址

printf("0xx\n",&v2);

printf("0xx\n\n",&v3);

printf("打印malloc分配的堆地址\n");

printf("malloc: 0xx\n\n",p);

printf("======================\n");

max(v1);

printf("======================\n");

printf("打印子函数起始地址\n");

printf("max: 0xx\n\n",max);

return 0;

}

打印结果：

ELF目标文件格式的最前端是 ELF文件头（ELF Header） ，

包含了描述整个文件的基本属性，如ELF版本、目标机器型号、 程序入口地址 等

3 加载：

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