两级页表、分段与段页式：三种非连续分配方案的深度对比

迪bug

281人浏览 · 2026-08-03 14:26:39

迪bug · 2026-08-03 14:26:39 发布

两级页表、分段与段页式：三种非连续分配方案的深度对比

引言

上一篇的分页方案解决了外部碎片，但留下了两个问题：一是每进程 4MB 的单级页表内存开销太大，二是分页的"一刀切"粒度缺乏对程序逻辑结构的表达能力——一个函数的代码可能被切成好几页散落在内存各处，分页本身没有"这个区域是代码、那个区域是数据"的概念。

两级页表解决第一个问题，分段解决第二个问题，段页式则试图把两者融合。这篇文章就是关于这三种"进阶方案"的。

📌 核心要点

两级页表通过"按需创建"外层页目录和内层页表，将实际内存占用从每进程约 4MB 压缩到约 12KB（只创建被使用的页对应的页表部分），同时保持完整的 4GB 地址空间映射能力。（408 统考大纲，2026）

分段按程序的逻辑单元（代码段、数据段、栈段）切分内存，地址是二维的（段号+段内偏移），有利于共享与保护，但存在外部碎片。

段页式 = 先分段再分页，地址变换需要三次访存（段表→页表→数据），是三种方案中地址转换开销最大的。

x86-64 基本废弃了分段机制，说明在工程实践中"纯分页+权限位"可以替代分段的保护功能。

两级页表——"按需创建"解决单级页表的巨量开销

单级页表的浪费在哪里？

以一个典型的 32 位系统为例：4KB 页、32 位逻辑地址空间，每个进程有 2^20（约 100 万）个页表项。每个页表项 4 字节 → 每进程页表 4MB。100 个进程呢？400MB——这还只是页表的开销。

但这里有一个巨大的浪费：一个进程实际使用的地址空间通常很小。一个典型的 32 位 Linux 进程，实际映射的地址空间通常在几 MB 到几十 MB 的量级——远小于 4GB 的虚拟地址空间上限。也就是说，100 万个页表项中，绝大多数对应的都是"未使用"区域，从来不会被访问到。

单级页表的问题不在于"页表项太多"，而在于"页表必须连续、完整地存在"。即便进程只用了地址空间的前 8MB，后 4088MB 对应的页表项也必须在页表中占据位置——这些位置存着 P = 0，标识"不在内存"，但它们确实占用了宝贵的物理内存。

两级页表的设计

两级页表的思路直截了当：不要让一整张 4MB 的页表始终驻留在内存中，而是把它拆成可以按需分配的小块。

具体设计如下：32 位逻辑地址重新划分：

|←— 10 位 —→|←— 10 位 —→|←—— 12 位 ——→|
   外层页号     内层页号      页内偏移量
  (Page Dir)   (Page Table)   (Offset)

外层页表（页目录，Page Directory）：包含 2^10 = 1024 个页目录项，每个目录项指向一个内层页表（或为空）。页目录需要始终驻留在内存中——它只有 1024 项 × 4 字节 = 4KB。

内层页表（Page Table）：每个内层页表有 2^10 = 1024 个页表项，对应 4MB 的地址范围。关键在于：内层页表只在进程确实需要访问那 4MB 区域时才被创建。如果进程只用了地址空间的底部和顶部，那么只有对应的两个内层页表存在——总共 (1 + 2) × 4KB = 12KB 的内存开销。

两级地址变换

外层页号 → 查页目录（第一次访存），获得内层页表基址。
内层页号 → 查内层页表（第二次访存），获得页框号。
页框号 × 页大小 + 偏移量 → 物理地址（第三次访存，取数据）。

两级页表的地址变换需要三次访存——比单级页表的基本分页多一次。但 TLB 的存在使这个问题基本可以忽略：98%+ 的命中率意味着绝大多数访问绕过了两级查表。

考题类型：给定两级页表和逻辑地址，求物理地址

这是 408 统考的高频题型。解题步骤：

从逻辑地址中提取外层页号、内层页号、偏移量。
查页目录，获得内层页表的物理基址。
以内层页号为索引，查内层页表，获得页框号。
物理地址 = 页框号 × 页大小 + 偏移量。

如果某一步遇到"页表项不存在"（页目录项为空），则访问越界或触发缺页中断。

💡 实践建议：解题时注意区分"外层页号"和"内层页号"——它们的位数可以不同（不一定都是 10 位），具体取决于题目给定的地址结构。动手算之前先画出地址拆分图。

多级页表的一般化

对于 64 位系统，两级已经不够。Linux 实际使用四级页表（PGD → PUD → PMD → PTE），但基本原理和两级页表完全一样——每一级都是"按需创建"的目录结构。考研只需要掌握两级，但理解了这个思想后去看 Linux 内核的 mm_struct 和 pgd_t 就不会觉得突兀。

基本分段——按逻辑单元切分内存

分段的出发点

分页是从系统视角看问题：把物理内存切碎，方便管理。分段是从用户视角看问题：程序天然就是分段的——有代码、有数据、有栈。为什么不让内存分配也遵循这个逻辑结构？

分段（Segmentation）将进程的地址空间划分为若干个大小不等的段（Segment），每段是一个逻辑上完整的单元——比如主程序段、子程序段、数据段、栈段。每个段在物理内存中占据一片连续区域，但各段之间可以不连续。

分段设计中有个被低估的亮点：地址是二维的。在分页系统中，逻辑地址是一个一维的编号（你只给出一个地址值，系统从里面拆出页号）。在分段系统中，逻辑地址由两个显式部分组成：段号 S 和段内偏移量 W。这个"二维性"使分段天然支持按逻辑单元进行权限控制——给代码段设只读、给数据段设读写——比分页的"按页设权限"更贴近程序员的语义直觉。

段表与地址变换

与页表类似，分段也有 段表（Segment Table）。每个段表项包含：

段基址（Base）：该段在物理内存中的起始地址。
段长（Limit）：该段的长度（用于越界检查）。

地址变换流程：

从逻辑地址提取段号 S 和偏移量 W。
检查 S 是否越界（是否超过段表长度）。
查段表，获得段基址 B 和段长 L。
检查 W 是否超过 L（段内越界检查）。若 W ≥ L，触发越界中断。
物理地址 = B + W。

段表中的段长字段天然提供了越界保护——任何对段外地址的访问都会被硬件拦截。这在分页中需要通过单独的页表权限位来实现，没有分段这么"自然"。

分段的优势与劣势

优势：

逻辑清晰：每个段对应程序的自然结构，方便程序员理解和调试。
便于共享：只需要在段表中让两个进程的某个段指向同一片物理内存。
保护自然：段的长度字段天然定义了访问边界，代码段可以设为只读。

劣势：

外部碎片：各段大小不等，随着分配和释放会产生无法利用的零碎空间——和动态分区的问题一模一样。
段大小不同，内存分配算法退化为动态分区分配（FF/BF/WF），碎片问题随之回归。

分页 vs 分段——本质区别

维度	分页	分段
划分依据	系统视角：定长切分，与程序逻辑无关	用户视角：按程序的逻辑单元划分
地址维度	一维（单一地址值）	二维（段号 + 段内偏移）
大小	等长（4KB / 2MB / 1GB）	不等长（取决于段的内容）
碎片类型	内部碎片（最后一页的页内浪费）	外部碎片（段间空隙）
共享与保护	按页精细控制	按段自然控制
程序员可见性	不可见（完全由 OS+硬件处理）	可见（程序可以指定段）
地址变换	一次查表（基本分页），两次访存	一次查表，两次访存

分页之所以在通用操作系统中胜出，核心原因是：外部碎片是不可接受的——你不能让系统因为"没有连续的足够大空间"而无法为进程分配内存。分页从根子上消解了这个问题——任意物理页框都可以分配给任意逻辑页。而分段保留了外部碎片问题，这个代价在实际系统中是无法接受的。

段页式——取二者之长的妥协方案

设计思想

段页式存储管理（Segmented Paging）的层级逻辑是：先按程序的逻辑结构分段，然后在每个段内部再分页。

这意味着：

从程序员视角看：每个程序的地址空间仍是分段的，段号 + 偏移量这对"二维"地址概念保留。
从物理内存管理视角看：每个段内部被分页管理，段之间不需要连续，段内部也不需要连续——彻底消灭了外部碎片。

三层地址结构与地址变换

段页式中的逻辑地址包含三部分：

|←—— 段号 S ——→|←—— 页号 P ——→|←—— 偏移量 W ——→|

地址变换流程：

段号 S → 查段表（第一次访存），获得该段的页表基址。
页号 P → 查页表（第二次访存），获得页框号 F。
物理地址 = F × 页大小 + 偏移量 W → 访问数据（第三次访存）。

三次访存——这是段页式方案最明显的代价。同样可以通过 TLB 来缓解——TLB 直接缓存 (段号, 页号) → 页框号的映射，命中时只需一次访存。

段页式中的各寄存器

段表寄存器：存放当前进程的段表在内存中的起始地址和段表长度。
段表项中有该段的页表基址和页表长度，用于后续的页内查找。
每个段有自己独立的页表——所以段页式需要多张页表。

工程实例——Intel x86 的选择

Intel x86 架构的内存管理演化，就是一本活生生的"分页 vs 分段"史书。在 32 位保护模式下，x86 同时支持分段和分页：逻辑地址先经过分段单元转换为线性地址，线性地址再经过分页单元转换为物理地址。

但在 x86-64（64 位长模式）中，Intel 基本废弃了分段机制。代码段、数据段、栈段的段基址被强制设为 0，段长被设为最大值（段的边界检查实际上被绕过了）。地址转换变成"逻辑地址 = 线性地址"，然后直接进入分页单元。

这个演化释放了一个明确的工程信号：分段的保护功能可以通过分页的页表权限位来等价实现，而分段引入的外部碎片和额外的硬件复杂度是不值得的。 分段的思想在某些安全机制中仍有影子（如 Intel MPK——Memory Protection Keys——允许按"域"控制页面访问权限），但作为通用的内存管理方案，分页已经全面胜出。