访问内存的有效时间
从进程发出指定逻辑地址的访问请求，经过地址变换，到在内存中找到对应的实际物理地址单元并取出数据，所需要花费的总时间，称为内存的有效访问时间(Effective Access Time，EAT)。假设访问一次内存的时间为t：
1）在基本分页存储管理方式中，有效访问时间分为第一次访问内存时间(即查找页表对应的页表项所耗费的时间t)与第二次访问内存时间(即将页表项中的物理块号与页内地址拼接成实际物理地址所耗费的时间t)之和：
EAT = t + t = 2t
2）在引入快表的分页存储管理方式中，通过快表查询，可以直接得到逻辑页所对应的物理块号，由此拼接形成实际物理地址，减少了一次内存访问，缩短了进程访问内存的有效时间。但是，由于快表的容量限制，不可能将一个进程的整个页表全部装入快表，所以在快表中查找到所需表项存在着命中率的问题。所谓命中率，是指使用快表并在其中成功查找到所需页面的表项的比率。这样，在引入快表的分页存储管理方式中，有效访问时间的计算公式即为：
EAT=а×λ+(t+λ)(1-а)+t=2t+λ-t×а
上式中，λ表示查找快表所需要的时间，а表示命中率，t表示访问一次内存所需要的时间。
两级和多级页表
两级页表(Two-Level Page Table)
针对难于找到大的连续的内存空间来存放页表的问题，可利用将页表进行分页的方法，使每个页面的大小与内存物理块的大小相同，并为它们进行编号，即依次为0# 页、1# 页，...，n# 页，然后离散地将各个页面分别存放在不同的物理块中。同样，也要为离散分配的页表再建立一张页表，称为外层页表(Outer Page Table)，在每个页表项中记录了页表页面的物理块号。
两级页表的地址变换
需要增设一个外层页表寄存器，用于存放外层页表的始址，并利用逻辑地址中的外层页号作为外层页表的索引，从中找到指定页表分页的始址，再利用P2作为指定页表分页的索引，找到指定的页表项，其中即含有该页在内存的物理块号，用该块号P和页内地址d即可构成访问的内存物理地址。图示出了两级页表时的地址变换机构。
多级页表
对于32位的机器，采用两级页表结构是合适的，但对于64位的机器，采用两级页表是否仍然合适，须做以下简单分析。如果页面大小仍采用4 KB即212 B，那么还剩下52位，假定仍按物理块的大小(212位)来划分页表，则将余下的42位用于外层页号。此时在外层页表中可能有4096 G个页表项，要占用16384 GB的连续内存空间。因此，需要多级页表。
多级页表是将虚拟地址划分成多个级别，每个级别都有一个对应的页表，每个页表都只包含一部分虚拟地址的映射信息。其地址变换同两级页表类似，只是中间有多级索引。
优点：
可以处理大量的虚拟地址空间，因为每个页表只需要包含部分虚拟地址的映射信息。此外，多级页表还可以减少页表的大小，因为每个页表都只包含一部分虚拟地址映射信息。减少了每个页表的大小，提高了内存利用率。
缺点：
在查找物理地址时需要多次访问页表，从而导致性能下降。
反置页表(Inverted Page Table)
1. 反置页表的引入
在分页系统中，为每个进程配置了一张页表，进程逻辑地址空间中的每一页，在页表中都对应有一个页表项。在现代计算机系统中，通常允许一个进程的逻辑地址空间非常大，因此就需要有许多的页表项，而因此也会占用大量的内存空间。所以引入反置页表。
2. 反置页表的原理
将每一块物理内存映射到一个页面表项上，而不是将每一个虚拟地址映射到一个页面表项上。这种数据结构的优点是可以降低页面表的大小，因为每个进程只需要一个反置页表，而不是每个进程都需要一个页面表。此外，反置页表还可以提高页面替换算法的效率，因为它可以快速地找到某个物理页面所对应的虚拟页面，从而在进行页面替换时可以快速找到需要替换的页面。
缺点，比如查找某个虚拟地址所对应的物理地址时需要遍历整个反置页表，会给性能带来一些影响。
3. 地址变换
在利用反置页表进行地址变换时，是根据进程标识符和页号，去检索反置页表。如果检索到与之匹配的页表项，则该页表项(中)的序号i便是该页所在的物理块号，可用该块号与页内地址一起构成物理地址送内存地址寄存器。若检索了整个反置页表仍未找到匹配的页表项，则表明此页尚未装入内存。对于不具有请求调页功能的存储器管理系统，此时则表示地址出错。对于具有请求调页功能的存储器管理系统，此时应产生请求调页中断，系统将把此页调入内存。
分段存储管理
分段存储管理方式的引入
怎么样支持大地址空间？ 设想有一个32位地址空间，通常的程序只会使用几兆的内存，怎么支持？
程序由若干部分组成，每个部分有各自的特点、用途：代码段只读，代 码/数据段不会动态增长...
1. 方便编程
通常，用户把自己的作业按照逻辑关系划分为若干个段，每个段都从0开始编址，并有自己的名字和长度。因此，程序员们都迫切地需要访问的逻辑地址是由段名(段号)和段内偏移量(段内地址)决定的，这不仅可以方便程序员编程，也可使程序非常直观，更具可读性。例如，下述的两条指令便使用段名和段内地址：
LOAD 1，[A] |〈D〉；
STORE 1，[B] |〈C〉；
2. 信息共享
在实现对程序和数据的共享时，是以信息的逻辑单位为基础的。比如，为了共享某个过程、函数或文件。分页系统中的“页”只是存放信息的物理单位(块)，并无完整的逻辑意义，这样，一个可被共享的过程往往可能需要占用数十个页面，这为实现共享增加了困难。
3. 信息保护
信息保护同样是以信息的逻辑单位为基础的，而且经常是以一个过程、函数或文件为基本单位进行保护的。
4. 动态增长
在实际应用中，往往存在着一些段，尤其是数据段，在它们的使用过程中，由于数据量的不断增加，而使数据段动态增长，相应地它所需要的存储空间也会动态增加。然而，对于数据段究竟会增长到多大，事先又很难确切地知道。对此，很难采取预先多分配的方法进行解决。
5. 动态链接
为了提高内存的利用率，系统只将真正要运行的目标程序装入内存，也就是说，动态链接在作业运行之前，并不是把所有的目标程序段都链接起来。当程序要运行时，首先将主程序和它立即需要用到的目标程序装入内存，即启动运行。而在程序运行过程中，当需要调用某个目标程序时，才将该段(目标程序)调入内存并进行链接。
分段系统的基本原理
1. 分段
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，如图分段地址中的地址的结构
2. 段表
在前面所介绍的动态分区分配方式中，系统为整个进程分配一个连续的内存空间。而在分段式存储管理系统中，则是为每个分段分配一个连续的分区。进程中的各个段，可以离散地装入内存中不同的分区中。为保证程序能正常运行，就必须能从物理内存中找出每个逻辑段所对应的位置。
3. 地址变换
为了实现进程从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。图示出了分段系统的地址变换过程。
分页和分段的主要区别
(1) 页是信息的物理单位。
(2) 页的大小固定且由系统决定。
(3) 分页的用户程序地址空间是一维的。
信息共享
分页系统中对程序和数据的共享
在分页系统中，虽然也能实现对程序和数据的共享，但远不如分段系统来得方便。示例如下。
分段系统中程序和数据的共享
在分段系统中，由于是以段为基本单位的，不管该段有多大，我们都只需为该段设置一个段表项，因此使实现共享变得非常容易。我们仍以共享editor为例，此时只需在(每个)进程1和进程2的段表中，为文本编辑程序设置一个段表项，让段表项中的基址(80)指向editor程序在内存的起始地址。如图所示是分段系统中共享editor的示意图。
段页式存储管理
基本原理
段页式系统的基本原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，再把每个段分成若干个页，并为每一个段赋予一个段名。图(a)示出了一个作业地址空间的结构。该作业有三个段：主程序段、子程序段和数据段；页面大小为 4 KB。在段页式系统中，其地址结构由段号、段内页号及页内地址三部分所组成，如图(b)所示。
在段页式系统中，为了实现从逻辑地址到物理地址的变换，系统中需要同时配置段表和页表。段表的内容与分段系统略有不同，它不再是内存始址和段长，而是页表始址和页表长度。图示出了利用段表和页表进行从用户地址空间到物理(内存)空间的映射
地址变换过程
在段页式系统中，为了便于实现地址变换，须配置一个段表寄存器，其中存放段表始址和段长TL。进行地址变换时，首先利用段号S，将它与段长TL进行比较。若S < TL，表示未越界，于是利用段表始址和段号来求出该段所对应的段表项在段表中的位置，从中得到该段的页表始址，并利用逻辑地址中的段内页号P来获得对应页的页表项位置，从中读出该页所在的物理块号b，再利用块号b和页内地址来构成物理地址。图示出了段页式系统中的地址变换。
