目的：分区存储管理存在产生存储碎片和空间管理较复杂的问题，这种管理方式要求把作业放在内存的一片连续的区域里。段页式存储管理为了避免这种连续性的要求。
段页式存储管理其实是处理用户作业和内存之间的映射关系。
一、页式存储管理。
方法：将作业的逻辑地址空间分成若干个长度相等的区域（称为页），内存空间页划分成若干个与页长度相等的区域（成为页帧或块），程序装入时，每页对应一个页帧。这就是分页存储管理的思想。
在分页存储管理中，地址结构由两部分构成：页号和页内地址。
内存里的页帧可以是连续的，也可以是不连续的。系统为每道作业建立一张页表映射表（称为页表），记录相应页在内存中对应的页帧号。
页表寄存器用来存放页表的起始地址和页表的长度。
地址变换机构的任务是利用页表把用户程序中的逻辑地址变换成物理地址。
每个进程的PCB中保存的有该进程的页表起始地址和长度。当进程被执行的时候，就将该进程的页表起始地址和长度装入页表寄存器，再对照页表，进行地址转换，把进程的逻辑地址转换成物理地址。这太抽象了，逻辑地址转换成物理地址具体步骤是什么？
结合上图所示，例如进程A的页表起始地址为2，页表长度为7，如上图绿色区域。进程A里面有a1，a2等程序。a1程序的页号3（这里的页号是a1程序在A1进程中所处的局部位置，而不是在全局页表所处的位置）
逻辑地址转换成物理地址具体步骤具体如下：
1、进程A里面的程序a1执行的时候，将该进程A的页表起始地址2和页表长度7装入页表寄存器。
2、将程序a1逻辑地址里面的的页号3，与页表寄存器中的页表长度7进行对比，如果页号小于7,说明没有越界，就根把页表寄存器中的页表起始地址2和a1的页号3相加，和是5，就是a1在全局页表的页号，也就是5。
这里插入一点，如果进程A里面的程序ax的页号大于或等于页表长度7，说明ax越界，从图中很容易看出。如果越界，产生越界中断，后续不再执行。
Ps：这里页表起始地址和页号相加，就是因为页表起始地址是全局页表的页号，而页号是局部页表的页号，这一点如果没有搞清楚，就不明白为什么要有相加这一步骤。
3、计算a1所在全局页号是5，那么对照页表，找出内存中对应的块号。
4、逻辑地址中的页内地址在地址转换的时候没有变化。
5、最终的物理地址就是第3部得到的内存块号和第4步得到的页内地址的组合。
到此，完成了逻辑地址到物理地址的转化。
如果页表存放在内存中，则每次访问内存的时候，都要先访问内存里面的页表，然后根据所形成的物理地址再访问内存。这样，CPU保存一个数据就必须访问两次内存，这拖慢了处理速度。可以在地址变换机构中增设快表，存放当前访问的页表项，提高速度。
看一道例题：
进程P有6个页面，页号分别为0~5，页面大小为4K，页面变换表如下所示。表中状态位等于1和0分别表示页面在内存和不在内存。假设系统给进程P分配了4个存储块，进程P要访问的逻辑地址为十六进制5A29H，那么该地址经过变换后，其物理地址应为十六进制（1），如果进程P要访问的页面4不在内存，那么应该淘汰页号为（2）的页面。
1A.1A29HB.3A29HC.5A29HD.6A29H
2A.0B.1C.2D.5
正确答案：D B
解析：进程P要访问的逻辑地址为十六进制5A29H，逻辑地址=页号+页内地址。
页面大小为4K，4k=2的12次方，转换成十六进制就是用3个符号表示，页面大小体现在页内地址中，也就是说逻辑地址5A29H中A29为页内地址。那么5就应该是页号。5号页对应的页帧数是6，在内存中的位置就是6。物理地址=页帧号+页内地址，代入就是
6A29H。第一问选D。
第二问，从表中可以看出，在内存的页面的页号为0、1、2、5。页面淘汰的顺序为：
访问位0修改位0，访问位0修改位1，访问位1修改位0，访问位1修改位1。
由此可见，如果进程P要访问的页面4不在内存，那么应该淘汰页号为1号。
二、段式存储管理
段式存储管理按用户作业中的自然段来划分逻辑空间，每段占用连续的地址空间，逻辑地址是由段号和段内地址组成（这与页式存储一样）。系统为每个作业建立一张段表，记录着段号、段长、基址（该段在内存中的起始地址）。逻辑地址转换成物理地址的步骤和页式存储一样。这里就不再赘述了。
段式存储管理也存在二次访问的问题，可以通过增设快表来解决。
段式存储和页式存储有很多相似的地方，但在概念上两者完全不同，主要区别如下：
1、分页是一个单一的线性地址空间，分段作业地址空间是二维的。
2、页是信息的物理单位，大小固定，分页用户看不见。段是信息的逻辑单位，其长度不定，分段用户可见。
3、分页存储管理实现单段式虚拟存储系统，段式存储管理实现多段式虚拟存储系统。
三、段页式存储管理
其基本思想是把页式存储管理和段式存储管理结合起来，正好克服了各自存在的一些问题。存在三次访问内存的问题，还是可以通过增设快表来解决。
