我正在阅读有关内存架构的内容，我对分页和分段感到有些困惑。我读到现代操作系统只使用分页来管理内存访问，但是看一下反汇编的代码，我可以看到像“ds”和“fs”这样的段。这是否意味着操作系统（在Windows和Linux上看到）正在使用分段和分段，或者只是将所有段映射到相同的页面（使段不相关）？
答案 0 :(得分：34)
好的，基于Andrew S. Tanenbaum的现代操作系统第3版和开放式安全培训（opensecuritytraining.info）的材料，我设法了解分段和分页，我的问题的答案是：
<强>概念
1.1的分割：
分段是将内存划分为称为段的片段（部分）。这些细分市场是彼此独立的，具有可变的大小，可以根据需要增长。
1.2。 虚拟内存：
虚拟内存是真实内存的抽象。这意味着它将虚拟地址（由程序使用）映射到物理地址（由硬件使用）。如果程序想要访问存储器2000（mov eax，2000），则虚拟地址（2000）将被转换为真实物理地址（例如1422），然后程序将访问存储器1422，认为他正在访问存储器2000。 因此，如果系统正在使用虚拟内存，则程序不再直接访问实际内存，而是使用相应的虚拟内存。
1.3。 分页：
分页是一种虚拟内存管理方案。如前所述，它将虚拟地址映射到物理地址。分页将虚拟内存划分为称为“页面”的片段，并将物理内存划分为称为“帧页面”的片段。页面可以绑定到一个或多个框架页面（请记住，页面可以映射不同的框架页面，但当时只有一个）
优点和缺点
2.1。 细分：
使用分段的主要优点是将内存划分为不同的线性地址空间。使用这个程序可以为他的代码提供一个地址空间，另一个用于堆栈，另一个用于动态变量（堆）等。分段的缺点是内存碎片。
考虑这个例子 - 存储器的一部分被分成顺序分配的4个段 - ＆gt; seg1(in use) --- seg2(in use)--- seg3(in use)---seg4(in use)。现在如果我们从seg2中释放内存，我们将有 - ＆gt; seg1(in use) --- seg2(FREE)--- seg3(in use)---seg4(in use)。如果我们想要分配一些数据，我们可以通过使用seg2来实现，但是如果数据的大小大于seg2的大小，我们将无法这样做，并且空间将被浪费并且内存碎片化。另一个问题是某些段可能具有更大的大小，并且由于该段不能被“分解”成更小的块，因此它必须在内存中完全分配。
2.1。 分页：
使用分页的主要优点是抽象物理内存，因此，程序（和程序员）不需要打扰内存地址。您可以拥有两个访问（虚拟）内存2000的程序，因为它将映射到两个不同的物理内存中。此外，可以使用硬盘来确保只将必要的页面分配到内存中。主要缺点是分页仅使用一个线性地址空间。分页将虚拟内存从0映射到所有程序的最大可寻址值。现在考虑这个例子 - 两个内存块，“chk1”和“chk2”在虚拟内存上彼此相邻（chk1从地址1000到2000分配，chk2从2001到3000使用），如果chk1需要增长，操作系统需要在内存中为chk1的新大小腾出空间。如果再次发生这种情况，操作系统将必须执行相同的操作，或者，如果找不到空间，则会弹出异常。管理这种操作的例程对性能非常不利，因为内存的这种增长和缩小会发生很多时间。
细分和分页
3.1。 为什么要将两者结合使用？
操作系统可以结合分段和分页。为什么？因为合并然后可以从两者中获得最好而没有它们的缺点。因此，存储器被分成许多段，并且每个段具有一个或多个页面。当一个程序试图访问一个内存地址时，首先操作系统进入相应的段，在那里他会找到相应的页面，所以他进入页面，在那里他会找到程序想要访问的框架页面。使用这种方法，OS将内存划分为各个段，包括内核和用户程序的段。这些段具有可变大小和访问保护功能。为了解决碎片和“大段”问题，使用了分页。通过分页，较大的段被分成几个页面，只有必要的页面保留在内存中（如果需要，可以在内存中分配更多的页面）。因此，基本上，现代操作系统有两个内存抽象，其中分段更多地用于“处理程序”和分页用于“管理物理内存”。
3.2。 它是如何运作的？
运行分段和分页的操作系统将具有以下结构：
3.2.1。 细分受众群：
这表示全局/本地描述符表上的索引。它包含3个表示描述符表上的索引的字段，用于标识该段是否存在于全局或本地描述符表以及特权级别的位。
3.2.2。 细分注册：
用于存储段选择器的CPU寄存器。通常（在x86机器上）至少有寄存器CS（代码段）和DS（数据段）。
3.2.3。 细分描述符：
此结构包含有关段的数据，例如其基址，大小（以页为单位或以字节为单位），访问权限，该段是否存在于内存中的信息等等（对于所有字段，在谷歌上搜索段描述符
3.2.4。 全球/本地描述符表：
包含多个段描述符的表。因此，此结构包含系统的所有段描述符。如果表是全局的，它可以包含其他内容，如本地描述符表描述符，任务状态段描述符和调用门描述符（我不会在这里解释这些，请谷歌他们）。如果表是Local，则只会（据我所知）保存与用户相关的段描述符。
3.3。 如何运作？
因此，要访问内存，首先程序需要访问一个段。为此，将段选择器加载到段寄存器中，然后加载到全局或局部描述符表（取决于段选择器上的字段）。这就是完全内存地址为SEGMENT REGISTER: ADDRESS , like CS:ADDRESS -> 001B:0044BF7A的原因。现在操作系统转到G / LDT并（使用段选择器的索引字段）找到试图访问的地址的段描述符。然后它检查段是否存在，保护，如果一切正常，它将转到“基本字段”（描述符）+地址偏移量上指定的地址。如果未启用分页，系统将直接进入实际内存，但对地址进行分页将被视为虚拟地址，并将其转至Page目录。基址+偏移量称为线性地址，将被解释为3个字段：目录+页面+偏移量。因此在目录页面上，它将搜索在线性地址的“目录”字段中指定的目录条目，此条目指向页面表，并且线性地址的字段“页面”用于查找页面，这入口指向框架页面，偏移量用于查找程序要访问的确切地址。
3.4。 现代操作系统
现代操作系统＆＃34;不使用＆＃34;分割。它的引号是因为它们使用了4个段：内核代码段，内核数据段，用户代码段和用户数据段。这意味着所有用户的进程都具有相同的代码和数据段（因此相同的段选择器）。段仅在从用户到内核时发生变化。 因此，3.3节中解释了所有路径。发生，但它们使用相同的段，并且由于页表是每个进程的个体，因此很难发生页面错误。
希望这有帮助，如果有任何错误或更多细节（我在某些部分我有点通用），请随时评论和回复。 谢谢你们
Danilo PC
答案 1 :(得分：5)
他们只对内存保护使用分页，而他们将分段用于其他目的（如存储线程本地数据）。